JP2000501898A - 仮想経路広帯域網上適応経路選択システム及び方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 各仮想経路又は仮想リンク上に申込みトラフィックを与えられた物理網上の仮想経路及び仮想網に制限された容量決定リソースを分配する一般容量決定方法及びシステム。物理網素子の層（図８）の上に及びオプショナルに仮想網の中間層の上に１つ以上の仮想経路の層で以て階層構造を定義する。仮想経路の容量決定問題を、ブロッキング測度としてエントロピー・レート関数を使用して解決する（１３０４〜１３１０）。種々のリンク上の負荷をブロッキング確率を等化することによって平衡させかつ物理リソースの最適分配を決定する（図１３）。

Description

【発明の詳細な説明】 仮想経路広帯域網上適応経路選択システム及び方法 ３５Ｕ．Ｓ．Ｃ．§１１９（ｅ）及び３７Ｃ．Ｆ．Ｒ．§１．７８（ａ）（１ ）の下での優先権 この非仮出願は、ウォロデク・ホレンダー（Ｗｌｏｄｅｋ Ｈｏｌｅｎｄｅｒ ）及びツァボルクス・マロムソキー（Ｓｚａｂｏｌｃｓ Ｍａｌｏｍｓｏｋｙ） の名において１９９５年７月１４日に出願された、本発明と同じ讓受人にまた讓 受された、米国特許出願第６０／００１，１６９号（弁理士事件整理番号第２７ ９４６−０００９４）であって「トラフィックの一般型式を扱う広帯域ＡＴＭ網 に対する効率的容量決定方法（Ｅｆｆｉｃｉｅｎｔ Ｄｉｍｅｎｓｉｏｎｉｎｇ Ｍｅｔｈｏｄｓ Ｆｏｒ Ｂｒｏａｄｂａｎｄ ＡＴＭ ＮｅｔｗｏｒｋｓＷｉ ｔｈ Ｇｅｎｅｒａｌ Ｔｙｐｅ ｏｆ Ｔｒａｆｆｉｃ）」と題する先行米国 仮特許出願に基づき優先権を主張する。 関連出願との相互参照 この非仮米国特許出願は、１９９５年８月１０日に出願された「広帯域トラフ ィックを扱う最適論理網容量決定システム及び方法（Ｓｙｓｔｅｍ ａｎｄＭｅ ｔｈｏｄ Ｆｏｒ Ｏｐｔｉｍａｌ Ｌｏｇｉｃａｌ ＮｅｔｗｏｒｋＣａｐａ ｃｉｔｙ Ｄｉｍｅｎｓｉｏｎｉｎｇ Ｗｉｔｈ Ｂｒｏａｄｂａｎｄ Ｔｒａ ｆｆｉｃ）」と題する同時係属非仮米国特許出願第０８／５１４，２３５号（弁 理士整理番号第２７９４−０００９３）及び１９９５年８月１０に出願された「 広帯域トラフィックを扱う最適仮想経路容量決定システム及び方法（Ｓｙｓｔｅ ｍ ａｎｄ Ｍｅｔｈｏｄ Ｆｏｒ ＯｐｔｉｍａｌＶｉｒｔｕａｌ Ｐａｔｈ Ｃａｐａｃｉｔｙ ＤｉｍｅｎｓｉｏｎｉｎｇＷｉｔｈ Ｂｒｏａｄｂａｎｄ Ｔｒａｆｆｉｃ）」と題する非仮米国特許出願第０８／５１４，４８０号（弁 理士整理番号第２７９４６−０００９４）に関した主題を含む。これらの非仮米 国特許出願及びこれらにおける開示は、列挙することによってそれらの内容が本 明細書に組み入れられている。 本発明の背景 １． 本発明の技術分野 この発明は、電気通信網の効率的容量決定システム及び方法、特に、最短時間 及び最少計算リソースを使用して制約された物理網上で定義された仮想経路を容 量決定（ｄｉｍｅｎｓｉｏｎｉｎｇ）する技術に関する。 ２． 先行技術の説明 局地に設置された電話機及び他の通信装置は、市内交換局と呼ばれる交換設備 によって互いに都合良く接続される。市内交換局は、立ち代わって、市外局によ って相互接続される。互いに分離された地域に設置されかつ異なる市内交換局に 接続された電話／データ機器は、電気通信網になるように一緒にリンクされた市 内交換局及び市外局の複雑な群を経由して互いに通信する。それゆえ、電気通信 網は、市内交換局、市外局、移動無線局、長距離交換局、及びこれらの組合わせ のような複数の相互接続された網素子を含む。各網レベルで、交換局のような１ つの網素子から他の網素子へのトラフィックが、異なる交換局を通過する種々の 方路（ｒｏｕｔｅ）を取ることができる。 網内の通信施設についての効率的網トラフィック管理は、最終選択トラフィッ ク方路上で甚だしいふくそう（ｃｏｎｇｅｓｉｏｎ）を生じることなく各宛先の トラフィック要件を取り扱うために充分な数の回線が利用可能であることを要求 する。それはまた、網ふくそうが全ての最終選択方路上で可能な限り均一である こと及びリソースの効率的な利用を保証するために実際に提供されている方路内 の使用されていない容量を最少にすることを要求する。更に、網を運営する電話 会社は限定された予算を有し、その結果、各網内の現存するリソースから可能な 限り多くの効率を取り出さなければならない。 過去に、通信網内のトラフィック管理は、その網内のトラフィック・パターン を周期的に調査し、かつトラフィック取扱い効率を向上させるために回線及び方 路の構成を変化させる手続きを含んできた。更に、特定位置又は特定地域に対す る及びその地域内の局部事象に対する高呼数密度（ｈｉｇｈ ｃａｌｌ ｄｅｎ ｓｉｔｉｅ）を予期して、より多くの方路及び回線をその網に追加することがあ る。従来の網管理システムはまた、サービスの品質（ＱｏＳ）の過度の劣 化を伴わずに網の利用を効率的に最大限増加するためにその網内の選択された方 路間のトラフィック負荷の相対分布を変化させる能力がある。しかしながら、従 来の網管理システム及び手続きは、網の総合効率を最大限高めるように抽象（ａ ｂｓｔｒａｃｔｉｏｎ）の高いレベルでその網内の方路及び回線を再容量決定（ ｒｅｄｉｍｅｎｓｉｏｎｉｎｇ）することによってその網を再構成するのではな く、むしろ個別トラフィック需要を取り扱うためにその網内の回線及び方路の可 用性を高めることに一般に努力してきた。 電気通信システム内の物理網リソースを管理する効率を最高にする固有の必要 に加えて、近年の情報及び通信技術の発達が新たな経済的機会及び経営的挑戦と 云う富を創出してきた。電気通信サービスを提供する売手は、新たな顧客需要に 引き続き直面している。電気通信網を通して普通の音声通信を提供するのは、も はや充分ではない。今日のユーザは、実時間にばかりでなくパケット交換網を通 して共に音声信号だけでなく、またデータ信号、音声信号、ビデオ信号、及びマ ルチメディア信号を送信する能力を欲する。非同期転送モード（ＡＴＭ）は、広 帯域電気通信施設を提供するその高度化能力のゆえにますます重大な意義を獲得 しつつある。 ＡＴＭ技術の主要な特徴は、網リソースの利用面でのその融通性である。この 融通性を利用する１つの可能なアプローチは、物理網リソースを、完全にしろ又 は部分的にしろ、論理的に定義されたリソースに区分することである。例えば、 物理網を複数の仮想網に区分することによって、物理網の運転、保守、及び管理 を実質的に簡単化することができる。この手続きによって、全物理網にわたって の各呼毎のトラフィック経路選択問題を分析し及び解決するタスクを、各仮想網 上のかなり簡単な経路選択問題へ減らすことができる。個別仮想網の各々は、全 体として全物理網より複雑でなく、トラフィック経路選択問題の解決を容易にす る。 物理リソースを区分することはまた、専用網内に異なるトラフィック型式、サ ービスの異なる種類又は変動するトラフィック需要が存在する必然の結果である と云うことができる。各顧客応用毎に分離物理網を提供する代わりに、単一共通 ＡＴＭ物理基盤構造（ｐｈｙｓｉｃａｌ ｉｎｆｒａｓｔｒｕｃｔｕｒｅ）上に 定義された或る数の仮想網を組み立てることができる。 仮想網構造の構成上のこの新たな融通性は、異なる容量決定ツール、方法、及 びアルゴリズムを必要とする。将来提供される電気通信サービスの性質は予測す るのが困難であるから、仮想網リソースの構成を管理するために使用されるどの 容量決定方法も全ての型式の広帯域トラフィックを取り扱う能力がなければなら ない。もし仮想網の構成を申込み（ｏｆｆｅｒｅｄ）トラフィックのパターンの 変化に適応させるために頻繁に改正しなければならないならば、その網再容量決 定及び構成制御システムの計算効率もまた高いことが必要である。網再容量決定 を遂行するために及び網を再構成するために選択されたアルゴリズムは、各仮想 網の所要時間より遥かに短い時間間中にその計算を遂行するべきである。 多くの現存する容量決定技術は、容量決定技術が一般トラフィック分布をモデ ル化する能力があると云う要件に当てはまらない。最も普通に使用される容量決 定方法は、アーランブロッキング測度（Ｅｒｌａｎｇ ｂｌｏｃｋｉｎｇ ｍｅ ａｓｕｒｅ）の使用から起こる制限のゆえに一般トラフィック・モデルを取り扱 う能力がない。本発明の方法及びシステムは、これらの欠点を克服する。 本発明の要約 したがって、ユーザにとって一般トラフィック分布モデルを使用して網を容量 決定できることが本発明の目的である。最少の計算リソースを使用して容量決定 計算を遂行できることが更に本発明の目的である。本発明の他の目的は、低い計 算複雑性、従って高速を有する容量決定アルゴリムを実現することである。本発 明のなお他の目的は、可能な限り短い時間期間内に再容量決定計算を遂行できる ことである。この発明の更に他の目的は、仮想網容量決定及び仮想経路容量決定 プロセスの効率を向上することである。 複数の物理リンクを含む物理網が与えられ、ここで各物理リンクが予め指定さ れた伝送容量を有するとすると、本発明のシステム及び方法は、一般トラフィッ ク・モデルを維持する容量決定技術を示す。その容量決定タスクは、種々の物理 リンクにわたって負荷平衡問題として取り扱われる。仮想経路容量決定問題の最 適解決は種々の仮想経路にわたって分配された容量の選択に相当し、そこでは仮 想経路の各々上のブロッキング（ｂｌｏｃｋｉｎｇ）が種々のリンクにわたって 可能な限り均一にされる。 １態様では、本発明は、複数の交換局又は節点を相互接続する複数の物理リン クを有する電気通信網を効率的に容量決定する方法を含む。複数の物理リンクは １つ以上の仮想経路に関係する。仮想経路の各々は、電気通信網内の１対の交換 局又は１対の節点間に個別に交換可能な接続を提供する。申込みトラフィックは 、仮想経路の各々毎に指定され、かつ伝送容量制約は電気通信網の各物理リンク 毎に設定される。申込みトラフィックと他の計算パラメータとの間の関係は、エ ントロピーブロッキング測度（ｅｎｔｒｏｐｙ−ｂｌｏｃｋｉｎｇ ｍｅａｓｕ ｒｅ）を使用して電気通信網上でモデル化され、かつ容量は、種々の仮想経路上 のブロッキング確率が予め選択された誤り限界（ｅｒｒｏｒ ｂｏｕｎｄ）内で 可能な限り均一になるように、種々の物理リンクに対する伝送容量制約を受ける 複数の仮想経路に分配される。 図面の簡単な説明 本発明の方法及びシステムのより完全な理解は、添付図面と関連して行われる 次の好適実施例についての詳細な説明を参照することによって得られると云って よい。これらの添付図面において、 図１は仮想経路容量決定を実施される電気通信網例のブロック図である。 図２はＡＴＭセル構造例を示すブロック図である。 図３はＡＴＭ網内の或る数の相互接続された仮想経路及び仮想チャンネルを示 すブロック図である。 図４はＡＴＭ網内の仮想経路と仮想チャンネルとの交差接続及び交換を示すブ ロック図である。 図５は維持される種々のサービス種類及び規格の層を示すＣＣＩＴＴ Ｂ−Ｉ ＳＤＮ基準モデルを示す線図である。 図６は仮想専用線路（ＶＬＬ）サービスを提供するＡＴＭ網例を示す線図であ る。 図７はＡＴＭ交差接続を含む多層同期ディジタル階層（ＳＤＨ）ベース輸送網 を示す線図である。 図８は仮想経路と物理リンクとの間のトポグラフィック関係を示す線図である 。 図９は物理網上に定義された仮想経路を容量決定するプシュダウン・アリゴリ ズムの種々のステップを示す流れ図である。 図１０はエントロピー・レート関数（Ｅｎｔｒｏｐｙ Ｒａｔｅ Ｆｕｎｃｔ ｉｏｎ）の特性を示すグラフ図である。 図１１は図１０に示されたエントロピー・レート関数に関係するシフト・パラ メータの特性を示すグラフ図である。 図１２は本発明に関係するエントロピー・レート関数を使用する仮想経路容量 決定アルゴリズムの種々のステップを示す流れ図である。 図１３は本発明に関係した適応容量決定アルゴリズムにおける逐次ステップを 示す流れ図である。 図１４は異なる仮想経路に対するエントロピー・レート関数例を示すブラフ図 である。 図１５は本発明に関係した適応容量決定アルゴリズムの計算ステップを示す流 れ図である。 図１６は６つの節点を有する物理網例を示す線図である。 図１７は図１６の６節点網上に定義された１０仮想経路の接続トポロジィを示 す線図である。 好適実施例の説明 従来網内のふくそう制御 まず図１を見ると、従来公衆電話網の概略線図が例示されており、この網は複 数の市内交換局２１〜２６を含み、これらの各々はこれらに接続されたかつ電話 機２７で表された複数の市内加入者を有する。２つの市内交換局２１及び２４は 、これらに関連した遠隔加入線多重段（ｒｅｍｏｔｅ ｓｕｂｓｃｒｉｂｅｒ ｍｕｌｔｉｐｌｅｘ ｓｔａｇｅ）２８及び２９を有し、これらの多重段は、立 ち代わって、これに接続された市内顧客を有する。図１の網はまた、複数の市外 局３１から３４を有し、これらは、主として、種々の市内交換局を互いに相互接 続しかつ網の種々の部分間に方路を提供する。市外局３１は移動交換局３５に接 続されて示され、移動交換局は１対の例示基地局３６及び３７を含み、これら基 地局は複数の移動無線電話加入者３８にサービスする。更に、データベース及び インテリジェント網のような他の電気通信サービスがまた図示された局の種々の もに接続されることがある。網内の交換局２１から３５の各々間に、複数の通信 経路３０が示されており、これらの経路の各々が、網内の種々の局間に音声通信 及び／又はデータ通信を搬送するケーブル、光リンク又は無線リンクを含んでよ い。 図１の網はまた網制御システム４０を含み、このシステムは制御信号を各局へ 伝送しかつ各局からトラフィック・データを受信するために（破線で表された） 通信リンク４１によって網内の局２１から３５の各々に接続されている。網制御 システム４０は、命令を発して、網内の種々のトラフィック方路内通信経路をダ イナミックに再構成するばかりでなく網内のふくそう条件の緩和に微同調するた めに網の局内警報システムを制御する。 ＡＴＭシステム構想 実現中の公衆電気通信輸送網内でおびただしい変化が現在行われつつある。公 衆電気通信網の運営者にとっての主要目標の１つは、共通基盤構造内に全ての型 式の電気通信サービスの輸送及び交換を取り扱う単一型式の技術を配備すること であった。このような技術の１つは、非同期転送モード（ＡＴＭ）技術である。 ＡＴＭは、実質的な「帯域幅細分性（ｂａｎｄｗｉｄｔｈ ｇｒａｎｕｌａｒ ｉｔｙ）」を有しかつ非常に高い帯域幅接続をうまく扱う能力がある伝達（ｂｅ ａｒｅｒ）電気通信網によってこれらのニーズを満足させる企図の下に現在実現 中である。用語「帯域幅細分性」は、或る１つの呼によって要求された帯域幅が その呼の持続時間全体を通して自由に変動できる網の特性を称する。 公衆電気通信網内にＡＴＭ技術を使用することで以て、関係サービスを共通交 換しかつ共通輸送する能力、高められた帯域幅細分性能力、可変符号伝送速度サ ービスを維持する能力、及びマルチメディア・サービスを維持する能力が提供さ れる。これらの特徴のゆえに、ＡＴＭは、国際電信電話諮問委員会（ＣＣＩＴＴ ）によって広帯域ＩＳＤＮ（Ｂ−ＩＳＤＮ）サービス用中核技術として選択され ている。これは、低速等時（ｌｏｗ ｓｐｅｅｄ ｉｓｏｃｈｒｏｎｏｕｓ）サ ービスに対する中継遅延、網内に追加される複雑性、及び（セル損失及びふくそ う のような）新たな性能パラメータの導入を含むＡＴＭの欠点にもかかわずである 。本発明は、これらの欠点を下に更に記載するように取り扱う。 ＡＴＭ網は、独立同期（ｐｌｅｓｉｏｃｈｒｏｎｏｕｓ）ディジタル階層（Ｐ ＤＨ）又は同期ディジタル階層（ＳＤＨ）のどちらか、又は両方を使用して実現 されてよい。更に、純粋ＡＴＭは、ＡＴＭとＳＴＭ（同期転送モード）との間の 多数変換から起こる制限及びその結果の性能劣化を取り扱うことができるときは いつでも、網に対する伝達機能（ｂｅａｒｅｒ）として使用されてよい。 図２に示されたＡＴＭセルは、ＡＴＭ技術の心臓に当たる。ＡＴＭセルは５３ バイト、すなわち、５３オクテットの固定長を有し、５オクテットのヘッダと４ ８オクテットの情報フィールド（ペイロードとしてもまた知られている）とに分 割される。ＡＴＭセル・ヘッダは、番号フィールドとして構成され、かつその主 要機能の１つはＡＴＭセルを１つ以上の交換節点を通して発信点から着信点へ経 路選択するのを援助することである。各ＡＴＭセル内に保持される情報は、交換 節点の内部バッファの寸法を縮小するために及びこれらのバッファ内の待ち行列 遅延を制限するために比較的小さく維持される。ＡＴＭは、接続向き（ｃｏｎｎ ｅｃｔｉｏｎ−ｏｒｉｅｎｔｅｄ）モードで動作する。これは、充分に確立した 回線交換（ｃｉｒｃｕｉｔ−ｓｗｉｔｃｈｅｄ）数学モデルの結果を使用して網 リソースの分配及び制御を最適化することを可能にするので、モデル化観点から 重要である。 ＡＴＭセル・ヘッダの主要な機能は、仮想接続の識別である。ＡＴＭセル内の 経路選択情報は、次の２つのフィールド内に含まれる。すなわち、どの仮想経路 にこのＡＴＭセルが属するかを判定する仮想経路識別子（ＶＰＩ）、及び仮想経 路内のどの仮想チャンネルにこのセルが属するかを判定する仮想チャンネル識別 子（ＶＣＩ）。 仮想チャンネルは、ダナミックに分配可能なエンド・ツー・エンド接続である 。光伝送リンクは毎秒数１００メガビットを輸送する能力があるのに対して、仮 想チャンネルは１リンクについて毎秒数キロビットしか充填しないと云ってよい 。それゆえ、極めて多数の同期仮想チャンネルを単一伝送リンク上で維持するこ とができる。 他方、仮想経路は、終点（ｅｎｄｐｏｉｎｔｓ）間で半永久接続である。仮想 経路の各々は、極めて多数の同時接続仮想チャンネルを輸送することができる。 仮想チャンネルの多数の群が単一ユニットとして一緒に取り扱われかつ交換され るから、仮想経路の合計処理能力は仮想回線のそれより小さく、したがって（仮 想）回線当たり高速処理となり、その結果、網リソースがかなり効率的に使用さ れる。仮想経路についての網管理は、比較的簡単でかつ効率的である。 図２に示されたように、ＡＴＭセルヘッダは、ユーザー網インタフェース（Ｕ ＮＩ）では、網−節点インタフェース（ＮＮＩ）と比較して少し異なっている。 ＵＮＩは総称流れ制御（ＧＥＣ）用４ビットを含み、かつ端末と網との間の利用 可能な容量の公平かつ効率的な使用を保証するために使用される。ペイロード型 標識（ＰＴＩ）フィールドは、ＡＴＭセルがユーザ情報又は特別網情報、例えば 、保守目的用のものを含むかどうかを表示する。セル損失優先権（ＣＬＰ）フィ ールドは、２レベル優先権を符号化しかつ網条件のゆえにセルを廃棄することが 必要になるとき使用される。ヘッダ情報は、ヘッダ誤り制御（ＨＥＣ）フィール ド内に含まれた検査合計によって保護される。 ＡＴＭの使用は、情報転送速度を実際のサービス要件に適応させることを可能 にする。要求された容量に依存して、時間単位当たりセル数をデータ搬送に使用 される物理媒体の伝送ビット限界まで増やすことができる。データセルに加えて 、また信号用セル、保守用セル、及びあきセルがある。信号セルは網内のエンド ・ユーザ間又は網内の節点間に使用され、それらの機能はサービス、例えば、接 続をセットアップすることである。保守セルはＡＴＭ層の監視を行うのに対して 、あきセルは伝送容量を伝送媒体の速度まで満たすために使用される。 図３は、ＡＴＭリンク内の仮想チャンネル及び仮想経路の交換及び交差接続を 示す。交換設計者の観点から、「ＶＰ交換」は識別子フィールド、すなわち、短 い方のフィールド（ＶＰＩ）の上側部のみを使用するＡＴＭセルの交換を指す。 これと対照して、「ＶＰ／ＶＣ交換」では、全面的に識別されたフィールドが使 用される（ＶＰＩ及びＶＣＩの両方）。ＶＰ／ＶＣ経路は、複数の相互接続され たＶＰ長／ＶＣ長からなる。交換及び交差接続は、ＶＰレベル又はＶＣレベルの どちらかで遂行することがきる。仮想経路識別子（ＶＰＩ）及び仮想チャンネル 識別子（ＶＣＩ）は、ＡＴＭ電子回路内に２列取扱い及び経路構造を定義する。 網アーキテクチャの立場から、仮想経路（ＶＰ）は、個別接続の束であり、ＡＴ Ｍ網の経路マップ内の「ハイウェイ」のＩ型式である。網管理における１つの重 要なタスクは、網性能を最適化するために伝送容量の正しい量を各このようなハ イウェイ（すなわち、仮想経路）に分配することである。この最適化タスクが帯 域幅管理技術又は仮想経路容量決定技術の目的であり、かつ更に下に論じるよう に本発明の１態様の主題である。 次に、図４は、仮想経路及び仮想チャンネル交差接続及び交換の構想を示す。 仮想経路識別子（ＶＰＩ）値及び仮想チャンネル識別子（ＶＣＩ）値は、指定（ ｓｐｅｃｉｆｉｃ）リンクに対してだけしか妥当でない。各交差接続／交換では 、新しいＶＰＩ／ＶＣＩ値が物理ポート及びＡＴＭセルに対する識別を提供する ＶＰＩ／ＶＣＩ値を備えるセルに割り当てられる。次いで、ＡＴＭセル例の経路 選択が、表１に示されたような変換表を援用して、次のように遂行される。 ＡＴＭセルはＡＴＭ輸送システム内の基本多重化単位であり、各セル又は情報 単位はそれ自体の接続及び経路選択情報を含む。この特徴がサービス・チャンネ ルの多重化及び多重分離を指図し、そこでは各チャンネルは異なる符号伝送速度 を搬送してよい。各ＡＴＭセルは、仮想経路識別子（ＶＰＩ）フィールド及び仮 想チャンネル識別子（ＶＣＩ）フィールド内のヘッダに含まれた情報によって識 別されかつ経路選択される。上に述べたように、仮想経路（ＶＰ）は２つの伝送 点、例えば、交換システム間、地域情報通信網（ＬＡＮ）ゲートウェイ間、すな わち、構内網ゲートウェイ間の多重化回線の束である。ＶＰは仮想経路成端間に 直接論理リンクを提供し、そのＶＰＩ値は特定仮想経路を識別する。 上にまた述べたように、ＡＴＭ技術に使用された仮想経路構想は、多数の仮想 チャンネル（ＶＣ）を単一単位として取り扱うことを可能にする。共通性質、例 えば、サービスの同じ品質（ＱｏＳ）を備える仮想チャンネルを一緒に束にまと めて、１単位として転送し、処理し、かつ管理することができる。この融通性束 形成がＡＴＭシステムの運転及び保守を簡単化する。 仮想経路及び仮想チャンネルの両方をＡＴＭ網内に半永久経路を提供するため に使用することができる。方路は、或る１つの経路に沿う交差接続設備内又はマ ルチプレクサ内に「経路接続表」を設定することによって確立されかつ運転維持 システムから解放される。仮想チャンネルをまた、ユーザと網間又は網内のどち らかで信号することによって接続を確立するオン・デマンド交換に使用すること ができる。 ＡＴＭ技術の１つの重要な特性は、そのプロトコル・アーキテクチャに関係し かついわゆる「コア・アンド・エッジ（ｃｏｒｅ−ａｎｄ−ｅｄｇｅ）」原理に 沿って築かれる。再伝送、流れ制御、及び遅延等化のような輸送される情報型式 に特有なプロトコル機能は、ＡＴＭ網の「エッジ」における端末で遂行される。 これが、効率的、サービス非依存「コア」網を存続させ、この網は簡単なセル輸 送性能及び交換機能を含む。このコアにおけるＡＴＭ節点内には、情報フィール ドについての誤り検査もなく、なんらの流れ制御もない。セル情報は簡単に読み 出され、次いでＨＥＣがアドレスに影響するおそれのある単一ビット誤りを訂正 するために使用され、次いで、セルはその宛先に向けて交換される。 ＡＴＭ適応層（ＡＡＬ）が、提供されるサービスを強化するために網のエッジ で使用される。図５に示されたように、Ｂ−ＩＳＤＮサービス用ＣＣＩＴＴ基準 モデルは、ＡＡＬがサービス依存機能を含むと予想している。図５に示されたよ うに、ＡＴＭ標準には３つの層がある。第１層は、物理インタフェース及びフレ ーム指示プロトコルを定義する物理層である。第２ＡＴＭ層は、選択された物理 媒体と無関係であり、セル構造を定義し、かつ論理網内のセルの流れを制御する ために多重化、多重分離、ＶＰＩ／ＶＣＩ変換を行う。第３層はＡＡＬであって 、これはサービスとＡＴＭ層との間の重要な順応を行い、それによってサービス 非依存ＡＴＭ輸送を可能にする。ＡＡＬは、元のサービス書式とＡＴＭセルの情 報 フィールドとの間のマッピングを遂行する。ＡＡＬによって提供される機能の例 には、可変長パケット描写、連続番号付け、クロック回復、及び性能監視がある 。 電気通信網内のＡＴＭの配備 ＡＴＭ技術の１使用は、顧客構内通信網（ｃｕｓｔｏｍｅｒ ｌｏｃａｌａｒ ｅａ ｎｅｔｗｏｒｋ）内及びこれらの通信網間で高速データ通信を維持するた めに顧客構内で使用できることである。更に、ＡＴＭを、音声通信、ビデオ通信 、データ転送、及びマルチメディア応用を含む顧客構内網内の全てのサービスに 共通である基盤構造リソースとして使用することができる。 ＡＴＭ節点を公衆電気通信網に導入するサービス例には、仮想専用線路（ＶＬ Ｌ）サービスを提供することがある。ＶＬＬサービスは、仮想経路構想に基づい ており、線路容量を顧客ニーズに直接合わせることを可能にし、かつインタフェ ース構造を修正することなく容易に変化させられる。多数の論理接続は、ユーザ 網インタフェース（ＵＮＩ）を通してユーザに提供することができる。更に、サ ービスの特注仕立て品質（ｃｕｓｔｏｍ ｔａｉｌｏｒｅｄ ｑｕａｌｉｔｙ） を、ユーザのニーズに合わせて、顧客にまた提供することができる。それゆえ、 サービスの多数の種類、サービス種類の品質、及び性能パラメータを選択するこ とができる。例えば、音声サービスは低伝送遅延を必要とするがしかし高ビット 誤りを許容するのに対して、他方、データ通信は網遅延に遥かに許容性であるが しかしビット誤りには敏感である。それゆえ、特定応用のサービス・レベルの品 質についてサービス提供者と顧客との間で契約上同意し、かつ同意を保証するた めにこの品質を手動で又は自動的に検査することができる。 図６は、ＡＴＭ網内に実現された仮想チャンネル・ベースＶＬＬサービス例を 示す。網端末ＡからＥは、各々、それぞれ流れ強制節点６０１から６０５を通し てＡＴＭ交差接続節点６１１から６１４に結合されている。ＡＴＭ網はＡＴＭ交 差接続節点６１１から６１４で構成され、これらの節点は仮想経路レベルでばか りでなく仮想チャンネル・レベルで経路選択を行うことができる。流れ強制節点 ６０１から６０５は、ＡＴＭ網のエッジに設置されて、生じるおそれのある過負 荷から網を保護する。この機能は、接続がセットアップされるとき接続が同意を 見た条件を破らないことを保証する。追加サービスは、交差接続節点６１１から ６１４の１つ以上にサービスを追加することによって実現することができる。図 ６の網内に、仮想経路例が端末ＣとＤとの間の波線６２１によって示されている 。端末ＡとＢとの間の第１仮想接続は破線６３１で示されているのに対して、第 ２仮想接続は、点線６３２によって示されたような、端末ＣとＥとの間の点線に よって示されている。 図６に示された仮想専用線路網に加えて、ＳＭＤＳ／ＣＢＤＳ及びフレーム遅 延のような他のサービスを、網内のＡＴＭ節点へサーバを接続することによって 需要に応じて容易に追加することができる。住宅地域では、ＡＴＭ技術を、エン ド・ユーザへのオン・デマンド・ビデオのような新しいかつ強化娯楽サービスを 提供するのに使用することができる。ＡＴＭ網の融通性は、長距離教育、ホーム ・ショッピング、及びゲームのような多数のサービスを維持することを可能にす る。 図７は、ＳＤＨベース階層化輸送網上にオーバレイされたＡＴＭ網を示す。こ れらの層には、顧客構内網層７０1、市内輸送網層７０２、地方輸送網層７０３ 、及び全国輸送網層７０４がある。複数のＡＴＭビジネス網節点７１１から７１ ４は、顧客構内端末７１５及びラン（ＬＡＮ）７１６からアッド・ドロップ・マ ルチプレクサ（ａｄｄ−ｄｒｏｐ ｍｕｌｔｉｐｌｅｘｅｒ； ＡＤＭ）７２１ のそれぞれ１つへのデータの流れを制御し、このマルチプレクサは市内輸送網７ ０５内のＳＤＨ交差接続節点７２２にサービスする。市内交差接続節点７２２は 、立ち代わって、地方輸送網内の地方交差接続節点７３１を通して結合され、こ れらの節点の２つがアッド・ドロップ・マルチプレクサ７３２によって結合され ている。市内輸送網層７０２内に、１対のＡＴＭアクセス節点７２３、及びアッ ド・ドロップ・マルチプレクサ７２１を含むＳＤＨリングがあり、交差接続７２ ２にサービスし、かつ全ＳＴＭ-１（１５５メガビット毎秒）、Ｂ−ＩＳＤＮサ ービス用標準アクセス速度までの容量で以て加入者アクセス用に使用される。 普通電話サービス（ＰＯＴＳ）のような現存するトラフィックを、このリング 網上で、遠隔マルチプレクサ及び最終市内ループ接続を提供する他のアクセス節 点を用いてまた、搬送することができる。ＡＴＭアクセス節点７２３は、１つの 位置からの異なるサービスにアクセスするために共用され、かつ異なるＶＰ／Ｖ Ｃを使用して音声及びデータの両方を含むことできる。ＡＴＭアクセス節点７２ ３では、輸送容量のより効率的使用を行うためにＡＴＭトラフィックを集中させ る。 ＡＴＭアクセス節点の寸法は、要求される容量に応じて小さなマルチプレクサ から大きな交差接続まで変動することができる。地方輸送層７０３では、ＡＴＭ 交差接続７３３は、地域間のトラフィックを経路選択するために使用される。図 ７に示された全国輸送網層７０４内には、ＡＴＭは見えない。図７に示されたよ うに置かれたＡＴＭオーバレイ網では、フレーム中継及びＳＭＤＳ／ＣＢＤＳの ようなサービスは、容易に追加される。Ｂ−ＩＳＤＮ用機能性はまた、適当なソ フトウェア及びハードウェアを追加することによってアクセス節点及び地域節点 に容易に追加することができる。図７にまた示されたように、ＣＣＩＴＴのＴＭ Ｎ標準に従って動作するもののような網管理システム７５０は、網のＳＤＨ素子 及びＡＴＭ素子の両方に必要な網管理機能性を供給するために実現することがで きる。 サブシステム７５０によるＡＴＭ網の管理は、本願の讓受者、テレフォナクテ ィボラーゲトＬＭエリクソン（Ｔｅｌｅｐｈｏｎａｋｔｉｅｂｏｌａｇｅｔ Ｌ Ｍ Ｅｒｉｃｓｓｏｎ）によって提供される網管理システムの電気通信管理及び 運転サポート（ＴＭＯＳ）系列に従って実現してよい。このような網管理は、下 に詳細に記載された本発明の教示に従って実現された経路選択アルゴルズム及び ふくそう制御のような種々の機能性を含んでよい。 仮想経路容量決定 電気通信網容量決定における有効なモデルは、離散トポロジィ及び指定リンク 容量を用いる第１物理網層及び仮想経路、及びそれらの特定経路選択を用いる第 ２仮想経路層からなる２層構造を伴うような容量決定問題を取り扱うことである 。トラフィック需要がこのモデル内の仮想経路に申し込まれる。網容量を決定す るタスクのみを扱うに当たって、仮想経路は、事実上、既に経路選択されている 。各仮想経路は、多数の物理リンクを通ってよいが、しかし単一経路のみを含む ハイウェイを奪い合う（ｅｍｕｌａｔｅ）ことになる。各仮想経路は１つの特性 ブロッキング値及び１つの特性分配容量値を有することになり、したがっていく つ かの仮想経路があるとそれだけの数の変量があることになる。 用語「申込みトラフィック（ｏｆｆｅｒｅｄ ｔｒａｆｆｉｃ）」は、各仮想 経路に沿う伝送容量に対する時変需要（ｔｉｍｅ ｖａｒｉｎｇ ｄｅｍａｎｄ ）を指すのに使用される。用語「トラフィック需要」は、各リンク毎に申込みト ラフィックの時間平均値を表示するために使用される。ＡＴＭ網上のトラフィッ クの特性を単一パラメータ、ポアソン分布によってモデル化できるとき、そのト ラフィックは均質単種（ｈｏｍｏｇｅｎｏｕｓ ｓｉｎｇｌｅ−ｃｌａｓｓ）ト ラフィックと呼ばれる。申込みトラフィックが非均質であるとき、それは、通常 、多種ポアソン分布を使用してモデル化される。 申込みトラフィックをまた正規分布によってモデル化することができる。これ は、正規トラフィックと呼ばれる。最後に、網容量決定は、測定によって決定さ れた実際のトラフィックに基づくこともできる。 多数のユーザの伝送要求を集合体トラフィック流（ａｇｇｒｅｇａｔｅｄ ｔ ｒａｆｆｉｃ ｓｔｒｅａｍ）に組み合わせることができる。例えば、いく人か のユーザがダラスからストックホルムへ同じ時機にメッセージを送ることがあり 得るだろう。これらの多数の伝送を個別に管理する代わりに、それらを高帯域中 継線（ｂｒｏａｄｂａｎｄ ｔｒｕｎｋ ｌｉｎｅ）を通して群として組み合わ せかつ伝送するのがより効率的である。上に論じたように、仮想チャンネルは、 ダイナミックに分配可能なエンド・ツー・エンド接続である。仮想経路は、論理 構造であって、多数の仮想チャンネルを単一単位として一緒に取り扱いかつ交換 することを可能にする。この統一交換は、プロセス要件を全体的に減らしかつま た伝送を高速化する。仮想経路の管理は仮想チャンネル又は個別物理回線の管理 より遥かに簡単でありかつ効率的であるので、この技術によって網リソースのか なり改善された利用を達成することができる。 仮想経路容量決定モデル 考えられる基本的なモデルは、固定経路選択の下で動作する接続向き網のそれ である。もしわれわれが物理網を任意に接続されたリンクの集合Ｊを含むとして 定義するならば、各仮想経路（ＶＰ）又は方路ｒは順序リストであってその要素 はＪの副集合である。仮想経路と物理リンクとの間の関係は、次を要素とする経 路選択行列χによって定義することができる。 図８は、仮想経路と物理リンクとの間のトポグラフィクな関係を示す。図８で 、仮想経路ＶＰ₁は物理リンクＰ₁とＰ₂からなり、及び仮想経路ＶＰ₂は物理リン クＰ₂とＰ₃からなる。 種々のＶＰｓ（ＶＰｓは複数の仮想経路を表す）に分配された容量間の量的関 係は、次のような行列形式で与えられる。 χC_VP=C_phys (EQN.2) ここに、χは上式（ＥＱＮ．１）に定義された型式の経路選択行列であり、Ｃ_VP は仮想経路容量ベクトルであり及びＣ_physは物理リンク容量ベクトルである。 物理リンク容量ベクトルＣ_physは、種々のＶＰｓに分配された容量を表してお り、物理リンクのどれの上の利用可能物理容量も超えることはできない。この制 限を簡単な制約関係で表すことができる。すなわち、 ある。注意する重要なことは、式（ＥＱＮ．３）はベクトル不等式であるから、 両ベクトルの相当する成分がこの不等式を満足しなければならないと云うことで ある。図８に示された簡単な例に対しては、経路選択行列χは ここに、仮想経路容量とＶＰｓに分配された相当する物理リンク容量との間の関 係は 物理リンクのために分配されたベルトルである。 所与の方路ｒに対する呼要求は、なんらかの定常プロセスであり得る。すなわ ち、もしこのプロセスが全ての呼を受理したかつ全てのブロッキング（ｂｌｏｃ ｋａｇｅ）を回避した無限容量を有するリソースを提供されるとしたならば、こ のプロセスについて想像占有（ｆｉｃｔｉｔｉｏｕｓ ｏｃｃｕｐａｎｃｙ）分 布をわれわれは知る。Ｘ_rは、この想像無限容量リソースの占有レベルを表し、 かつ「申込みトラフィック」として技術上通称される。 仮想経路容量決定問題は、本発明のシステム及び方法において２つの目的を持 つとして定義される。その第１は、各仮想回路に分配された伝送容量は、伝送費 用関数を最少にするように最適化される必要がある。その第２は、毎物理リンク 当たりこのリンクを横切る種々の仮想経路は、その物理リンクの物理伝送容量制 約を超えてはならない。 どれかの実数値を仮定する連続関数によって近似することができる。その結果、 リソース最適化タスクは、離散最適化及びこれに付きまとう全ての複雑性を必要 としない。この応用で取り組む容量決定問題では、異なるＶＰｓ間の負荷分担は 考えていない。申込みトラフィックは、各仮想経路毎に定義されると仮定する。 更に、網が固定経路選択を有するので、申込みトラフィックの経路選択は仮想経 路の選択によって固定される。 「プッシュダウン」容量決定技術 仮想経路容量決定タスクは本発明では負荷平衡問題として見られ、この問題で は「負荷」は適当に選択されたブロッキング測度の値であり、かつここでは最適 解決は分配されたＶＰ容量のその選択に相当し、そこでは仮想経路の各々上のブ ロッキングが可能な限り均一な仕方で分布される。ブロッキング分布を均一にす る１方法は、種々の仮想経路上でブロッキングの値の発散を測定しかつ次いでこ の発散を最少にすることである。このアプローチは、どれかの標準最少化アルゴ リズム、例えば、周知の模擬アニーリング技術を使用して実現することができる 。 関係したアプローチは、まず最高ブロッキング値を有する仮想経路を識別し、 次いで、この仮想経路に対するブロッキングを他のＶＰｓから容量を分配するこ とによって最少にし、遂にはその仮想経路がもやは最高ブロッキングを持つＶＰ でなくなるようにする。この定式化は、最小最大最適化問題に相当し、かつ下に 説明するように分析的に定式化することができる。 もし第ｉ仮想経路をＢ（ＶＰ_i）で表すならば、最大ブロッキングを有するＶ Ｐはｍａｘ（Ｂ（ＶＰ_i））であり、ここに最大は全てのＶＰｓにわたって取ら れる。仮想経路の集合にわたるブロッキング測度の最大は、ＶＰ容量決定問題に 対する目的関数（費用関数としてまた知られている）を定義する。したがって、 最適化手続きの目的は、目的関数の最小を見つけることであり、次に相当する。 min max(B(VP_i)) (EQN.6) ここで最小は全ての可能な構成にわたって定義される。 この技術は考えられる全てのＶＰｓ間の最高ブロッキング値をプッシュダウン することを伴うから、最適化問題を解決するためにこの技術を使用するアルゴリ ズムは、「プッシュダウン」アルゴリズムと呼ばれる。このアルゴリズムは、均 一ブロッキング分布が無制約ＶＰ容量決定問題の最良解決に相当すると云う事実 から導かれる。したがって、最良解決は、ＶＰｓの各々上のブロッキングを誤り 限界内において等しくするように各ＶＰに容量を分配することである。しかしな がら、このような解決は、種々の物理リンクの容量制約のゆえに常に実現可能で あるとは限らない。物理リンクの限定された容量は、その物理リンクを横切る全 てのＶＰｓ間で共用される必要がある。 図９は、物理網上に定義された仮想経路を容量決定するプッシュダウン・アル ゴリズムの１実施例における種々のステップを示す。容量決定プロセスは、種々 のＶＰｓの接続トポロジィを定義することで以て９０２で開始する。種々のＶＰ ｓはまた、ＶＰ容量決定集合に集められる。次いで、ＶＰｓはそれらが各々横切 る物理リンクの順序に９０３で群にまとめられる。次いで、９０４で、伝送容量 の最初の分配が各ＶＰに対して行われる。９０５で、ブロッキングを低減させる ための目標数字が選択される。目標を設定するために、まずブロッキング測度を 選択する必要がある。本発明の１好適実施例では、後続の節で詳述するようなエ ントロピー・レート関数がブロッキング測度として使用される。目標値は、容量 決定アルゴリズムに対する終了条件を設定するために使用される。 ９０６で、各物理リンクの各々にわたってＶＰｓの各々上のブロッキングが決 定される。もし単一物理リンクを横切る種々のＶＰｓがブロッキングの同じレベ ル又は類似のレベルに直面しないならば、これらのＶＰｓの各々に現在分配され ている容量が、誤り限界内でこれらのＶＰｓに対するブロッキング値を等しくす るように、９０７で改正される。未分配物理容量の分配によって又は既に分配さ れた容量を生産性の低いＶＰから生産性の高いＶＰへ再分配することによって容 量をＶＰに追加することができる。この容量調節は、物理リンクのどんな容量制 約も破ることなく、遂行することができる。 このプロセスの結果、９０８で１つ以上の物理リンクがこの最適化手続きにお いてボトルネックであることが識別される。ＶＰブロッキングが最高でありかつ そのブロッキングが容量再分配によっては低減不可能な各物理リンクは、臨界リ ンクと呼ばれる。各臨界リンクは、その物理リンクを横切るＶＰ上で達成するこ とができる最低ブロッキングを決定する。プッシュダウン・アルゴリズムの主要 タスクの１つは、最適化手続きの各段において、仮想経路の所与の集合に対して 臨界リンクの集合を識別することである。 ９０８でいったん臨界リンクが識別されると、仮想経路の各々に対するブロッ キング値を等化するように、この臨界リンクを横切る種々の仮想経路間に物理容 量を再分配することができる。注意を要するのは、物理リンクが臨界リンクであ ると発見されるとき、それは、事実上、未分配容量を有さないことである。した がって、臨界リンクを通過するＶＰｓ間の容量の再分配は、このアルゴリズムが 容量決定手続きのこの段に到達した後に限り可能である。 次に、９０９で、容量を分配されたＶＰｓは、依然容量決定されることが必要 である全てのＶＰｓの集合から除去される。対応して、９１０で、利用可能な物 理リンク容量を先行ステップで除去されたＶＰｓの分配された容量だけ減少させ る。 それゆえ、容量決定問題は、ＶＰｓの残りの集合に対する最高ブロッキング確 率を最小にする最適化問題に縮小する。これが、この手続きを実現するために帰 納的な再入可能アルゴリズムの使用を可能にする。 先行ステップからのブロッキング値は、残りの容量決定問題における初期値と していまや使用される。この最適化手続きは、物理リンクの各々の全ての容量が 分配されてしまうまで、９１１で帰納的に繰り返される。要約すると、このグリ ーディ（ｇｒｅｅｄｙ）型アルゴリズムは、全てのＶＰｓの完全集合を容量決定 することで開始し、かつ容量決定されるために残っている仮想経路の集合が零集 合になるとき９１２で終了する。 強調を要するのは、ここに詳述した型式のあらゆる容量決定アルゴリズムの実 行が図９に描かれたステップの順序に従わなくてもよいことである。この容量決 定アルゴリズムのステップの或るものの実行順序は、実現詳細及び集中考慮に基 づいて図９に示された順序と異なってよい。 ＶＰｓの所与の集合内で臨界リンクを分析的に識別する問題は、困難なタスク であることが判明している。申込みトラフィック及び物理リンク容量制約から臨 界リンクを直接決定する既知の技術はない。それゆえ、プッシュダウン・アルゴ リズムは、臨界リンクを識別するために反復アプローチを採用する。そのアルゴ リズムは、全てのＶＰｓに対して均一の大きなブロッキング値を使用することに よって全てのＶＰｓに対して初期化される。ＶＰ容量の初期分配値の和が種々の 物理リンクの利用可能物理容量を超えることがないように、選択される初期ブロ ッキング値は、充分に大きくなければならない。 この最適化手続では残っている全ての仮想経路の集合上でブロッキングの程度 をゆっくりとかつ均一に低下させることによって、臨界リンクは、横切られた物 理リンクの物理容量制約をこの臨界リンクが最初に破る際に取る各レベルで識別 される。 エントロピーブロッキング測度を使用する容量決定 容量決定プロセスの各段で臨界リンクを識別するための上掲の手続きの速度及 び効率は、モデル化に使用されたブロッキング測度の複雑性に決定的に依存する 。慣例では、アーランブロッキング測度（ｔｉｍｅ ｃｏｎｇｅｓｔｉｏｎ ｂ ｌｏｃｋｉｎｇ ｆｏｒｍｕｌａとしてまた知られている）は、網内のＶＰ容量 の最適分配を決定するために使用されてきた。 ブロッキング測度としてのエントロピー・レート関数の使用を含む本技術は、 アーランブロッキング測度の使用によって得られる結果より優れた結果を生じる 。エントロピー・レート関数の使用は、任意のトラフィック分布のモデル化を可 能にし、かつほとんどの場合、この計算は他のブロッキング測度に基づく計算に 比べて遥かに高速で行われ得る。臨界リンクの反復探索を実質的に改善できるこ とがまた発見されており、これはエントロピー・レート関数が凸関数である事実 から導かれる。エントロピー・レート関数を使用する容量決定アルゴリズムの説 明に先立ち、エントロピー・レート関数の特性を調査することが有効であろう。 ブロッキング測度としてのエントロピー・レート関数 先に注意したように、ブロッキング測度の選択は、プッシュダウン・アルゴリ ズムにとって決定的である。エントロピー・レート関数に基づくブロッキング測 度の一般式を次に導出し、かつ申込みトラフィックが単種ポアソン分布及び多種 ポアソン分布によって択一的にモデル化される状況例に適用する。 エントロピー・レート関数は、技術上知られており、かつ物理リンク・レベル でふくそう（ｃｏｎｇｅｓｔｉｏｎ）をモデル化するために使用されてきている 。例えば、Ｊ・Ｙ・フイ、多層トラフィックに対する呼許可及び帯域幅割当ての ためのふくそう測度、インターナショナル・ジャーナル・オブ・ディジタル・ア ンド・アナログ・ケーブル・システムズ（１９９０年）（Ｊ．Ｙ．Ｈｕｉ，Ａ Ｃｏｎｇｅｓｔｉｏｎ Ｍｅａｓｕｒｅ ｆｏｒ Ｃａｌｌ Ａｄｍｉｓｓｉｏ ｎ ａｎｄ Ｂａｎｄｗｉｄｔｈ Ａｓｓｉｇｎｍｅｎｔ ｆｏｒ Ｍｕｌｔｉ −Ｌａｙｅｒ Ｔｒａｆｆｉｃ， Ｉｎｔｅｒｎａｔｉｏｎａｌ Ｊｏｕｒｎａ ｌ ｏｆ Ｄｉｇｉｔａｌ ＆ Ａｎａｌｏｇ Ｃａｂｌｅ Ｓｙｓｔｅｍｓ（１９９０））を参照された。しか し、エントロピー・レート関数は、仮想経路レベル又は網レベルのどちらかにお いて容量決定問題又は計画問題のどりらかを解決するのにブロッキング測度とし てこれまでに使用されたことはない。更に、エントロピー・レート関数は、物理 リンクの「実効容量」の構想を定義するために使用されてきた。注意する重要な ことは、ここに詳述するエントロピー・レート関数はポアソン分布に従う申込み トラフィックに限定されることはなく、そのシステム及び方法は測定によって決 定された分布を含むどんな型式の申込みトラフィックにも充分に働くと云うこと である。 飽和ブロッキング確率は、トラフィック需要が伝送容量の指定値を超える確率 として定義することができる。この飽和確率はまた「テイル確率（ｔａｉｌ ｐ ｒｏｂａｂｉｌｉｔｙ）」と呼ばれる。それは、この確率が申込みトラフィック 分布のテイルの確率質量（ｐｒｏｂａｂｉｌｉｔｙ ｍａｓｓ）を表すゆえであ る。このテイル確率に対する周知の近似、すなわち、チェルノフの限界（Ｃｈｅ ｒｎｏｆｆ’ ｓ Ｂｏｕｎｄ）は、次のように導出される。 Ｘを任意分布無作為変量、かつＣを所与の値としよう。すると、ｓの全ての正 の値に対して、次の限界が存在することを示すことができる。 ここに、Ｐ（Ｘ＞Ｃ）は無作為変量ＸがＣより大きい値を取る確率である。 この限界の微分は、マルコフ（Ｍａｒｋｏｖ）不等式に基づいている。項ｌｎ （Ｅ(ｅ^sX））は、対数モーメント発生関数を表し、かつまた累積関数μ(ｓ)と 呼ばれる。（チェルノフの限界（Ｃｈｅｒｎｏｆｆ’ ｓ Ｂｏｕｎｄ）として やはり知られた）最も厳格な限界は、ｓに対して指数ｓＣ−μ（ｓ）を最小にす ることによって得られる。この最小はｓ＝ｓ^*において達せられ、ここに、ｓ^*は 式Ｃμ´（ｓ）に対する唯一の正の解である。 μ´（ｓ）がＳと共に増大することを示すのは容易であり、それによって、そ の 根の唯一性を保証する。μ″（ｓ）≧０であるので、μ´（ｓ）はｓと共に増大 する。これは、立ち代わって、第２導関数が（シフトした）分布の分散に等しい と云う事実に起因する。この最大化指数は、Ｉ_X（Ｃ）で表されかつエントロピ ー・レート関数と呼ばれる。エントロピー・レート関数は、累積関数の凸共役変 換されたもの（ｃｏｎｖｅｘ ｃｏｎｇｅｇａｔｅ ｔｒａｎｓｆｏｒｍ）であ り、かつ次の式で表することができる。 の分布の左辺に対する類似の式を次の不等式から導出することができる。 エントロピー・レート関数分布の右辺と左辺との間の関係は、次のようにパラ メータｓを使用して表することができる。 I_-X(-C(s))=I_X(C(-s)) (EQN.10) それゆえ、パラメータｓの符号を変化させることによって、エントロピー・レ ート関数分布の左辺から右辺へ又はこの逆に切り換えることができる。 均質ポアソン・トラフィックに対するエントロピー・レート関数 申込みトラフィックが均質であるとき仮想経路を容量決定するためにエントロ ピー・レート関数を使用することをまず考える。均質ポアソン・トラフィックは 、帯域幅需要パラメータｐ、平均呼到着率ｒ、各呼の平均持続時間ｈ（平均保持 時間とも呼ばれる）によって特性表示することができる。したがって、トラフィ ック需要ρは、平均呼到着率と平均保持時間との積、すなわち、ｒ^*ｈである。 均質トラフィックに対する累積関数は、次の関係で表される。 したがって、均質トラフィックに対する分配された容量Ｃ、及びエントロピー・ レート関数Ｉは、次によって与えられる。 て式（ＥＱＮ．１４）によって表された型式の均質トラフィックに対するエント ロピー・レート関数を、次のように分配された容量Ｃの関数として全体的に表す ることがまたできる。 図１０は、単位帯域幅需要ｐにおける申込みトラフィックの異なる値に対する エントロピー・レート関数の特性を示すグラフである。図１１は、分配された容 量Ｃの関数としてプロットされたシフト・パラメータｓを示す。 図１０及び１１に示されたように、エントロピー・レート関数は３つの顕著な 性質を有する。第１は、それが凸関数であって、その分布の平均で、すなわち、 Ｃ＝ρのとき、零なるその最小値に到達する。第２に、シフト・パラメータｓは 、分布の平均で、すなわち、Ｃ＝ρで負から正へ移行してＣの値を増大する。図 １１から判るように、シフト・パラメータｓは、Ｃ＜ρのとき正であり、Ｃ＞ρ のとき負である。第３に、シフト・パラメータｓは、単調でありかつ仮想経路に 分配された容量の関数として増大する。 それゆえ、変換パラメータｓを確率分布シフト・パラメータとして解釈するこ とができる。シフト・パラメータが負値を取るとき、確率分布はシフト・パラメ ータの零値に相当する確率分布に比較して左へシフトさせられる。シフト・パラ メータが正値を取るとき、確率分布は右へシフトさせられる。 多種ポアソン・トラフィックに対するエントロピー・レート関数 トラフィック・モデルを多種ポアソン分布によって特性表示される申込みトラ フィックへ拡張することができ、かつこのようなトラフィック・モデルに相当す るエントロピー・レート関数を次に導出する。 単種分布に対するエントロピー測度を多種分布に対するエントロピー測度で置 換することは、エントロピー・レート関数を分配された容量Ｃによってもはや陽 的に表すことができないと云う困難性を引き起こす。この問題を回避するために 、制御パラメータとしてまた利用されるシフト・パラメータｓによってエントロ ピー・レート関数を表す。このパラメータの絶対値を増大させることによって、 分配された容量を陰的に変動させることができ、それゆえエントロピー測度を正 で増大させることが可能である。 種類ｉの無作為トラフィック（ここでｉは１からｋの値を取る）をＸ_iで表そ う。各種類のピーク帯域幅需要ｐ_i、平均呼到達率ｒ_i、及び保持時間ｈ_iは、ρ_i ＝ｒ_iｈ_iのように定義され、かつ無作為変量Ｘ_iの累積値の期待値は、 確率の負対数の推定値である。 ここに、ｋはトラフィック種類の数であり、かつＣはこの集合した多種トラフィ ックを搬送するＶＰに分配された容量である。 次の関係は、全ての分布に対して妥当であるエントロピー・レート関数の一般 性質を表す。 多種ポアソン・トラフィックに対する対数モーメント発生関数は、次の関係に よって与えられる。 エントロピー・レート関数は一般形を有するから、 多種トラフィックに対するエントロピー・レート関数は、次のように、シフトパ ラメータｓによって表することができる。 ここで、分配された容量Ｃを更にシフト・パラメータｓに関数的に関係させるこ とができる。 エントロピー測度を分配された容量Ｃによってもはや陽的に表すことができな いので、単種エントロピー測度を多種エントロピー測度で置換することは問題を 分析的により複雑にする。この複雑性は、シフト・パラメータｓを式（ＥＱＮ． ２２）から除去できないと云う事実に起因する。 しかしながら、式（ＥＱＮ．２１）はシフト・パラメータｓによってエントロ ピー・レート関数を表しているから、われわれはＣを変動させる代わりにｓを変 動させることができる。それゆえ、式（ＥＱＮ．２２）を使用することによって アルゴリズムの各反復ステップにおいて容量値を計算することができる。注意を 要するのは、ｓの零値はエントロピー測度の零値に相当することである。容量決 定アルゴリズムは、全てのＶＰｓに対してｓを零に設定することによって初期化 される。 正規分布に対するエントロピー・レート関数 エントロピー・レート関数を、ポアソン申込みトラフィック分布に基づくモデ ル以外の他のトラフィック・モデルに使用することがまたできる。２つの他の重 要なトラフィック・モデルを下に論じる。第１トラフィック・モデルは、申込み トラフィックの正規分布に対するエントロピー・レート関数に基づいている。エ ントロピー・レート関数に対する相当する式がこのトラフィック・モデルに対し て導出される。第２のトラフィック・モデルは、申込みトラフィックの分布に関 する陽的仮定ではなく実際のトラフィック流れの測定から導出されたエントロピ ー・レート関数に基づいている。 正規分布トラフィックに対するエントロピー・レート関数が、Ｒ・Ｓ・エリス 、エントロピー、大偏差、及び統計力学３９（シュプリンガー・フェアラーグ、 １９８５）（Ｒ．Ｓ．Ｅｌｌｉｓ，Ｅｎｔｒｏｐｙ，Ｌａｒｇｅ Ｄｅｖｉａｔ ｉｏｎｓ ａｎｄ Ｓｔａｔｉｓｔｉｃａｌ Ｍｅｃｈａｎｉｃｓ ３９（Ｓｐ ｒｉｎｇｅｒ−Ｖｅｒｌａｇ，１９８５））を参照すると、次の式によって定義 されることが示されている。 ここに、ｍは平均及びρは正規分布Ｎ（ｍ，ρ）の分散である。更に、 これら２つの関係は、制御パラメータｓによって、直接、エントロピー・レート 関数を表す次の簡単な式を生じる。 それゆえ、正規分布トラフィックの場合、エントロピー・レート関数は簡単な（ かつ凸）二次関数で示される。 測定されたトラフィックに対するエントロピー・レート関数 将来の網に提供されるサービスの多様性は今日利用可能なそれよりもかなり富 むであろうから、将来の広帯域網はこの網に申し込まれるトラフィックの型式の 極めて大きな変様を経験する見込みが非常に高い。したがって、トラフィック分 布の特定の理想化された表現に関する仮定に基づいている全てのモデルは、それ らの固有の非融通性のゆえに不適当であることが見込まれる。トラフィック測定 から導出されたエントロピー・レート関数を使用することは、この困難なトラフ ィック・モデル推定問題に１つの解決を与えると云ってよい。 いままで論じられたトラフィック・モデルは、呼レベル・タイムスケール上で 定義されていた。これと対照して、トラフィック測度統計は、標準ＡＴＭセルの タイムスケール上で定義される。呼レベル・タイムスケールは、セル・レベル・ タイムスケールの近似であると考えることができる。それゆえ、或る１つの呼中 に無作為に変化するトラフィック需要は、呼レベル・タイムスケール上に一定帯 域幅需要を描く１つ以上のパラメータによって抽象することができる。 エントロピー・レート関数をセル・レベル上のトラフィック測定から推定でき ることが最近提唱されている。例えば、Ｎ・Ｇ・ジュフィールド他、ＡＴＭトラ フィック流のエントロピー： ＱｏＳパラメータを推定するツール（ダブリン大 学院大学、１９９４）（Ｎ．Ｇ．Ｄｕｆｆｉｅｌｄ ｅｔ ａｌ．，Ｅｎｔｒｏ ｐｙ ｏｆ ＡＴＭ Ｔｒａｆｆｉｃ Ｓｔｒｅａｍｓ： Ａ Ｔｏｏｌ ｆｏ ｒ Ｅｓｔｉｍａｔｉｎｇ ＱｏＳ Ｐａｒａｍｅｔｅｒｓ （Ｄｕｂｌｉｎ Ｉｎｓｔｉｔｕｔｅ ｆｏｒ Ａｄｖａｎｃｅｄ Ｓｔｕｄｉｅs、１９９４） 参照。 エントロピー・レート関数へのトラフィック過負荷の影響 ブロッキング測度としてのエントロピー・レート関数の解釈は、もし各物理リ ンク上の平均申込みトラフィックがそのリンク上の相当する利用可能物理容量よ ら、この条件は或る現実の過負荷状況では破られることがある。均質ポアソン・ トラフィック及び時間ふくそうブロッキング測度（すなわち、アーランブロッキ ング式）に基づく次の例を考えられたい。 表２は、０．０３の固定ブロッキング値に対して計算された分配された容量及 び相当するトラフィック需要のそれぞれ３つの値をリストする。その最後の場合 では、ブロッキングが比較的低くても、申込みトラフィックは分配された容量よ り大きいことに注意されたい。 過負荷状況をカバーするように拡張されることを必要とすることを示す。数学的 に、このような拡張を容易に達成することができる。先に示したように、エント ロピー・レート関数はＥ（Ｘ_k）で零なる最小値を有する凸関数である。エント ロピー・レート関数の左辺は、過負荷領域を定義する（図１０及び１１参照）。 この領域では、エントロピー・レート関数の増大は、分配された容量の減少及び 制御パラメータの負値に相当する。制御パラメータの符号を変化させることによ って、エントロピー・レート関数に基づくプッシュダウン・アルゴリズムを過負 荷領域をカバーするように容易に拡張することができる。このような拡張は、元 の容量決定アルゴリズムの小さな修正しか必要としない。 残る問題は、性質上大いに概念的である、すなわち、この拡張をいかに解釈す るかと云うことである。エントロピー・レート関数の左辺領域は、確率質量 の左辺の近似に相当し、かつ分配された容量Ｃの利用のエントロピー測度として 解釈することができる。 初期状態では、分配されたリソースは物理リソースの容量を超えていた、すな の増大に相当するので、その利用を減らさなければならない。 過負荷領域での最適化の目的の１つの解釈は、次のようでにできる。この領域 でのエントロピー利用測度の分布の均一性を向上するために、リソースの最大消 費者（すなわち、最低エントロピーを有するＶＰ）を識別しかつこの極端な代表 の利用を減らす。最大消費者の利用を減らすことは、過負荷領域でのエントロピ ー・レート関数を増大することに相当する。それゆえ、このアプローチは、最適 化問題の最大最小定式化に相当する。注意を要するのは、この制約条件は、過負 荷領域に初期的に入り込んだ値で開始することによっていま課せられていると云 うことである。 ここで再び、われわれは、（たとえ最良利用が実行不可能であっても）エント ロピー利用測度の均一分布がリソースの最良利用に相当性することを使用できる 。右側領域についてと同じ理由から、制約条件を満足するために、エントロピー 利用測度が各臨界リンク上で均一にされる。更に、臨界リンクを横切る全てのＶ Ｐｓの容量がこれらのＶＰｓのエントロピー利用値を等しするように分配される 。 先に論じたように、エントロピー曲線の右側領域での最適化の目的は、最高ブ ロッキングを有するＶＰ（すなわち、最小ブロッキング測度を有するＶＰ）に分 配された容量を増大することであった。これは、最適化問題の最大最小定式化に 相当する。注意を要するのは、左側領域に対する最適化目的は、左側領域に対し て先に定式化された最適化目的において用語「利用」を用語「ブロッキング」で かつ用語「リソースの最大消費者」を「最大ブロッキングを有するＶＰ」で置換 することによって右側領域に対する最適化問題に変換することができることであ る。 エントロピー・レート関数の左辺及び右辺に対する最適化目的のこれら２つの 異なる定式化は、同じ最適化手続きを生じる。両方の場合に、エントロピー・レ ート関数は増大することが必要である。これは、制御パラメータｓの絶対値を増 大することによって達成することができる。もし負荷が利用可能なリソースを超 えないならば、このシフト・パラメータは正であり、かつ種々の仮想経路に分配 された容量は、全ての利用可能な物理リソースが分配されるまで、連続的に増大 させることができる。他方、もし負荷が利用可能なリソースを超えるならば、シ フト・パラメータは負である。このような場合、分配された容量は、それらが物 理リソース制約内に入るまで、漸次減少させる必要がある。 エントロピー・レート関数を利用するＶＰ容量決定アルゴリズム われわれは、エントロピー・レート関数の上に詳述された特性をＶＰ容量決定 問題を効率的に解決するために応用することができる。先に説明したように、Ｖ Ｐ容量決定問題は、申込みトラフィック分布を与えられた複数の予め定義された ＶＰｓの間に制限された物理網リソースを分配することを目的とする。ブロッキ ング測度としてエントロピー・レート関数を使用するＶＰ容量決定アルゴリズム の１実施例が、図１２に示されている。 そのプロセスは、一連の初期化ステップ１２０２から１２０６で以て開始する 。容量決定されることになっている全てのＶＰを１２０２でＶＰ容量決定集合に 集める。網内の各物理リンクに対する伝送容量制約は、１２０３で指定される。 １２０４で、エントロピー・レート関数に対する上限Ｉ_MAXの集合が仮想経路毎 に１つずつオプショナルに指定される。 注意を要するのは、ステップ１２０２から１２０４までは、実現構想に基づい てどんな順序で遂行してもよいことである。更に、Ｉ_MAXは、切頭右辺（ｔｒｕ ｎｃａｔｅｄ ｒｉｇｈｔ ｔａｉｌ）を有する申込みトラフィック分布の現実 的見込みがある場合に限り、すなわち、Ｐ（Ｘ＞Ｃ）が或る有限値Ｃ_MAXより大 きいＸの値に対して零である場合に限り、１２０４で指定されることである。も し申込みトラフィック分布が切頭右辺を有するならば、零ブロッキングを達成す るように網リソースを大きさ決定する（ｓｉｚｅ）ことが理論的に可能である。 しかしながら、このような状況は実際には稀である。 他の初期化ステップは、１２０５で仮想経路の各々毎に大きいかつ等しいブロ ッキング値を選択することを含む。どこか他の所で説明したように、エントロピ ー・レート関数の値とＶＰ上の相当するブロッキング値との間には逆関係がある 。その結果、大きなブロッキングの値は、エントロピー・レート関数の小さな値 に相当する。１２０５で、先に詳細に説明した関係を使用して、種々のＶＰｓに 対する初期容量分配がまた計算される。 １２０６で、これらの初期容量分配が各物理リンクにわたって累算され、かつ その物理リンクの予め指定された伝送容量と比較される。もし初期分配が物理リ ンクの１つ以上において過負荷であるようならば、続く計算ステップがシフト・ パラメータｓの負値に基づく式を使用するように修正される。これは、過負荷状 況に対するアルゴリズムがシフト・パラメータｓの負値への容量決定問題の反映 に相当すると云う事実から結果する。 初期化プロセスに陰的に含まれた他のステップは、申込みトラフィック・モデ ルを選択すること、及びもしこのモデルが測定に基づかないならば、エントロピ ー・レート関数Ｉ、分配された容量Ｃ、及びシフト・パラメータｓについて、相 当する関係式を導出することである。このステップは、図１２には示されていな い。 初期化ステップ１０２０から１２０６の後、この容量決定技術は帰納ステップ １２０７から１２１５を遂行する。図１２に概括された帰納技術は２レベル帰納 を示し、そこでは、１つ以上の物理リンクが全（すなわち、１００％）利用に到 達するまで、１２０７から１２１０に示されたように、ＶＰ容量決定アルゴリズ ムがＶＰ容量決定集合内のＶＰｓに対してまず容量を反復分配する。 その容量を充分に分配された物理リンクは、臨界リンクと呼ばれる。それゆえ 、ステップ１２０７から１２１０までの正味効果は、物理リンクを帰納的に識別 することである。臨界リンク識別手続きは反復手続きの各段で臨界リンクとして １つの物理リンクだけしか識別しない見込みがあるが、実現されるアルゴリズム は所与の時間に１つ以上の臨界リンクを識別しかつ処理する能力をまた同様に有 する。 本発明の１実施例では、臨界リンクの識別は、申込みトラフィック・モデルに 依存するエントロピー・レート関数に対する関数式を使用して或る固定量だけ１ ２０７で現行エントロピー・レート関数推定値を増分することによって行われる 。このような式の例は、均質ポアソン・トラフィックに対する式（ＥＱＮ．１５ ）、多種ポアソン・トラフィックに対する式（ＥＱＮ．２１）、及び正規分布ト ラフィックに対する式（ＥＱＮ．２３及びＥＱＮ．２５）に見つけることができ る。注意を要するのは、エントロピー・レート関数推定値の増分は、ときたま負 であることである。これは、容量決定アルゴリズムが最適値をオーバシュートし かつ容量を分配し過ぎる場合に起こる。 シフト・パラメータｓの値は、容量決定集合内のＶＰｓの各々毎に１２０８で 計算される。注意を要するのは、シフト・パラメータ値は相当するＶＰに対する 、図１０のエントロピー−容量グラフの勾配を表すことである。容量決定集合内 のＶＰｓに分配される増分容量は、エントロピー・レート関数の増分された値を 使 用して１２０９で計算される。ステップ１２０７から１２０９までは、実現構想 に基づいて図１２に示されたのと異なる順序で遂行されてよい。 次いで、種々のＶＰｓに分配された容量が物理リンクの各々毎に１２１０で計 算され、かつその物理リンクの合計容量と１２１１で比較される。もし或る１つ のリンクの未分配物理リンクが予め設定された限度の下に落ちるならば、そのリ ンクは臨界リンクであると判定される。 もしこの比較の結果物理リンクを臨界リンクと識別するならば、計算は１２１ ２へ進む。もし臨界リンクである物理リンクが発見されないならば、臨界リンク が発見されるまでステップ１２０７から１２１０又はこれに等価なステップが反 復繰り返される。切頭右辺を有する申込みトラフィック・モデルに係わる稀な状 況では、反復手続きが或るときには全く臨界リンクを識別することができないこ とがあり得る。このような状況では、エントロピー・レート関数が１２０４で指 定されたその最大値Ｉ_MAXに到達するとき計算を自動的に終了する。 臨界リンクを識別した後、ＶＰ容量決定アルゴリズムは結果を出力し、かつ１ ２１２から１２１３で示された問題を再定式化する。１つ以上の物理リンクが臨 界リンクであるとして１２１１で識別される度に、ＶＰ容量決定アルゴリズムは 、１２１２で出力を発生して、臨界リンクを横切るＶＰｓの各々に現在分配され た容量を詳述する。臨界リンクを横切るＶＰｓは、１２１３で容量決定集合から 除去される。もし容量決定されるＶＰｓが残っていないならば、容量決定アルゴ リズムは１２１６で終了する。 もし容量決定される１つ以上のＶＰｓが残っているならば、容量決定集合はこ のようなＶＰｓだけを含むように１２１５で再定義される。臨界リンクを横切る ＶＰｓは容量決定集合から除去されたから、かつこれら除去されたＶＰｓは物理 リンク容量の部分として使用され尽くしたから、容量決定タスクは、容量決定集 合内に依然残っているＶＰｓにわたって未配分物理リンク容量を分布することに 減少する。これは、１２１１で最後に発見された臨界リンクに相当する除去され たＶＰｓに分配された量だけ種々の物理リンクの利用可能容量を減少させること によって、ステップ１２１５で遂行される。本発明の代替実施例では、同じ効果 がＶＰｓ容量決定集合から除去されているＶＰｓに対するエントロピー・レート 関数の値を凍結することによって達成される。除去されたＶＰｓに分配された容 量は１２１２で発生されたから、この計算は容易に遂行することができる。１２ １５での問題の再定式化の後、アルゴリズムは１２０７へループ・バックし、か つ、前のように、容量決定集合内に依然残っている全てのＶＰｓに対する固定量 だけエントロピー・レート関数が増分される。 適応探索技術を使用するＶＰ容量決定 ブロッキング測度としてエントロピー・レート関数を使用することによって得 られる基本的ＶＰ容量決定アルゴリズムの計算効率を更に改善するその他の方法 を下に示す。この方法は、エントロピー・レート関数の一般性質に基づいており 、かつ実際トラフィック測定に基づくモデルを含むトラフィック分布モデルのど の種類にも応用することができる。 基本的ＶＰ容量決定アルゴリズムの集束（ｃｏｎｖｅｒｇｅｎｃｅ）は、ニュ ートン−ラフソン法（Ｎｅｗｔｏｎ−Ｒａｐｈｓｏｎ ｔｅｃｈｎｉｑｕｅ）に 類似したかつエントロピー・レート関数の凸性の利点を活かす反復線形近似を使 用することによってかなり高速化することができる。仮想網上の需要動揺が小さ いとき、適応ＶＰ容量決定アルゴリズムは線形近似を使用して更に洗練されると 云ってよい。 仮想網は、ときたま乱れることがある。これらの乱れは、空間トラフィック・ パターン、トラフィック分布の変化によって、又は網運転パラメータの小さな変 化によって起こされ得る。このような変化は、多数の仮想網を単一物理網上でま ず定義しかつ、その後、小さい量の物理リソースを異なるこれらの仮想網間に再 分配するときに起こることがある。 「可動境界」問題は網容量決定問題の特殊な場合であり、この問題は本発明者 のうちの少なくとも一人の名で本願と同じ日付で出願され、かつ「広帯域トラフ ィックを扱う最適論理網容量決定システム及び方法（Ｓｙｓｔｅｍ ａｎｄ Ｍ ｅｔｈｏｄ ｆｏｒ Ｏｐｔｉｍａｌ Ｌｏｇｉｃａｌ Ｎｅｔｗｏｒｋ Ｃａ ｐａｃｉｔｙ Ｄｉｍｅｎｓｉｏｎｉｎｇ Ｗｉｔｈ Ｂｒｏａｄｂａｎｄ Ｔ ｒａｆｆｉｃ）」と題する、かつ本非仮米国特許出願と同じ讓受人に讓受された 同時係属非仮米国特許出願第０８／５１４，２３５号の主題である。 適応ＶＰ容量決定技術は、（図９及び１２中の文と関連して）先に詳述された ＶＰ容量決定技術に基づいておりかつ容量決定の最終段で先行技術に優る大きな 利点を提供する。この適応技術の決定的要素を理解するために、仮想経路に分配 された容量が臨界リンクの制限物理容量に接近している所の近最適状態を得るた めにその基本アルゴリズムが使用されると仮定しよう。このような場合、各臨界 リンクの全利用を生じる状態を発見するために図１２の反復試行錯誤手続きを使 用する一方でその臨界リンクを横切る種々のＶＰへの負荷を等化する代わりに、 次の一般近似を使用することによって、その基本容量決定アルゴリズムをかなり 高速化することができる。 この近似は、エントロピー・レート関数に対する次の容易に導出可能な一般式か ら導かれる。 次いで、ステップｔでリンクｋに対するエントロピー・レート関数の共通増分Δ Ｉ_k ^tを計算する必要があり、それであるからΔＣ_k ^t、すなわち、臨界リンクｋの 未分配容量をこのリンクを横切る全てのＶＰｓの間に分配することができる。第 ｉのＶＰに分配された増分容量をΔＣ_k ^t _,iで表すとしよう。毎反復ステップｔで 次のようになる。 式（ＥＱＮ．２９）から計算された各ΔＩと相当するΔｓ値との間の関係は、 ΔｓとΔＩとの間に次の関係を得る。 適応ＶＰ容量決定アルゴリズム 式（ＥＱＮ．２９）は、エントロピー・レート関数の瞬時勾配ｓ_i ^tが非零であ る限り、エントロピー・レート関数増分ΔＩ_k ^tの大きな値であっても推定するた めに使用することができる。エントロピー・レート関数はＣで凸でありかつＣは ｓと共に単調に増大するから、ΔＩ_k ^tはこの計算技術によって過小に推定される ことになる。その結果、この手続きは、もし反復されるならば、安定して集束す ることになる。 ブロッキング測度としてエントロピー・レート関数を使用するＶＰ容量決定の 他の実施例は、図１３に示されている。図１２に使用された基本ＶＰ容量決定ア ルゴリズムに使用された試行錯誤技術と対照して、この容量決定技術は、ニュー トン−ラフソン法に或る点で似ている適応探索技術を使用する。 図１３に示された適応ＶＰ容量決定アルゴリズムは、図１２の基本ＶＰ容量決 定アルゴルズムにおけるように、一連の初期化ステップ１３０２から１３０４で 開始する。容量決定されることになっているＶＰｓは、１３０２でＶＰ容量決定 集合に集められる。網内の各物理リンクに対する伝送容量制約が１３０３で指定 される。図１２の基本エントロピー・ベースＶＰ容量決定アルゴリズムにおいて １２０４で行われたように、エントロピー・レート関数に対する上限Ｉ_MAXをま たこの段でオプショナルに指定してよい。前のように、切頭右辺を有する申込み トラフィック分布の現実的見込がある場合に限りＩ_MAXが指定される。 注意を要するのは、初期化ステップ１３０２及び１３０３を実現構想に従って どんな順序で遂行してもよいことである。前のように、申込みトラフィック分布 が切頭右辺を有する現実的見込がある場合に限り、１２０４でのＩ_MAXの指定が 行われる。基本エントロピー・ベースＶＰ容量決定アルゴリズムにおけるように 、 初期化プロセスは、申込みトラフィック・モデルを選択すること、及びエントロ ピー・レート関数Ｉ、分配された容量Ｃ、及びシフト・パラメータｓについての 相当する関係式を陰的に含む。これは、図１３に示されていない。 他の初期化ステップには、エントロピー・レート関数推定値の集合に対する小 さいかつ等しい非零初期値及び変換されたパラメータｓの相当する非零値の１３ ０４での選択がある。先に説明したように、これらの初期推定値は、大きな初期 ブロッキング値に相当する。 基本エントロピー・ベースＶＰ容量決定アルゴリズムに似て、このＶＰ容量決 定アルゴリズムは、１つ以上の物理リンクが全利用に到達するまで、１３０５か ら１３１１に示されたように、容量を反復分配する。物理リンクが臨界リンクで あると１３１２で判定されるときはいつでも、この臨界リンクを横切る全てのＶ Ｐｓが容量決定集合から除去され、かつ容量決定問題が１３１３から１３１６で 示されたように再定式化される。 図１３の適応ＶＰ容量決定アルゴリズムの臨界リンク識別手続きは、図１２に 示された基本アルゴリズムに比較して或る点では異なっている。先に詳細に説明 に対して１３０５で計算される。これらの初期容量分配は、物理リンクの各々の Ｃ^k _TOTALを得るために各物理リンクにわたって１３０５で計算される。各このよ うな合計は、１３０３で指定された各物理リンクの伝送容量と比較されて、１３ ０７で各物理リンクの未分配容量ΔＣ^k _physを決定する。 もし初期分配が１つ以上の物理リンク上に過負荷があるようであるならば、続 く計算ステップはシフト・パラメータｓの負値に基づく式を使用するために、基 本モデルにおけるように、修正される。 反復のステップｔに対するエントロピー・レート関数の増分ΔＩ_k ^tは、式（Ｅ ＱＮ．２９）を使用しかつ物理リンクを横切る全てのＶＰにわたってシフト・パ ラメータの逆値を加算することによって物理リンクｋの各々毎に1３０８で計算 される。注意を要するのは、増分の計算値が物理リンクの各々毎に異なって よいことである。種々の物理リンクに対するエントロピー・レート関数推定値の 種々の増分は１３０９で比較され、かつ最低値ΔＩ^t _MINが選択される。次いで現 在エントロピー・レート関数推定値I^tが次の更新式を使用して１３１０で増分さ れる。 累積関数μ（ｓ）に対する申込みトラフィック・モデル依存関数式を使用して 、シフト・パラメータ推定値ｓを１３１１でいまや改正することができる。次の 関係を使用して、ｓの値が１３１１で更新される。 ここで、ｓ_iが小さいときはいつでも、式（ＥＱＮ．３０）を、変換パラメータ Δｓ_iの変化を計算するために使用することができる。 残っている物理リンクの少なくとも１つの未分配容量が或る予め設定された誤 り条件又は終了条件の下へ減少するまで反復ステップ１３０５から１３１１が繰 り返される。このような条件が１３１２で判定されるとき、１つ以上の物理リン クが臨界リンクであることが発見されている。 臨界リンクの検出の後、適応ＶＰ容量決定アルゴリズムは、基本アルゴリズム と同等に動作し、かつ計算は１３１３へ進む。もし臨界リンクである物理リンク が発見されないならば、臨界リンクが発見されるまでステップ１３０５から１３ １１又はこれらの等価なステップが反復繰り返される。切頭右辺を有する申込み トラフィック・モデルに係わる稀な状況では、反復手続きは、或るときには全く 臨界リンクを識別することはできない。このような状況では、エントロピー・レ ート関数が予め設定された最大値Ｉ_MAXに到達するとき、計算は自動的に終了す る。 １つ以上の物理リンクが臨界リンクであると１３１２で識別される度に、ＶＰ 容量決定アルゴリズムは、ステップ１３１３に進み出力を発生し、臨界リンクを 横切るＶＰｓの各々上に現在分配された容量を詳述する。臨界リンクを横切るＶ Ｐｓは、ステップ１３１４で容量決定集合から除去される。もし１３１５で容量 決定されるＶＰｓが残っていないならば、容量決定アルゴルズムは１３１７で終 了する。 もし容量決定される１つ以上のＶＰｓが残っているならば、容量決定集合は、 このようなＶＰｓだけを含むように１３１６で再定義される。臨界リンクを横切 るＶＰｓは容量決定集合から除去されたから、かつこれら除去されたＶＰｓは物 理リンク容量の分配された部分であったから、容量決定タスクは、容量決定集合 内に依然残っているＶＰｓにわたって未配分物理リンク容量を分布することへ減 る。これは、１３１２で最後に発見された臨界リンクに相当する除去されたＶＰ ｓに分配された量だけ種々の物理リンクの利用可能容量を減少させることによっ て、ステップ１３１６で遂行される。１３１６での問題の再定式化の後、適応Ｖ Ｐ容量決定アルゴリズムは１３０５へループ・バックし、かつ、容量分配は容量 決定集合内に依然残っている全てのＶＰｓに対して行われる。 適応ＶＰ容量決定の動作の直感的理解が図１４及び１５を参照することによっ て得られると云ってよい。図１４は、たとえＶＰｓが共通物理リンクを横切って も、異なるＶＰｓが異なるエントロピー−容量曲線によって特性表示されること がある事実を示す。図１４から判るように、異なるＶＰｓに対するエントロピー −容量曲線は、それらの最小を、分配された容量の異なる値において取る。これ は、図示された異なるＶＰｓへの申込みトラフィックが同じでないと云う事実か ら結果する。したがって、ＶＰｓの各々は、それらの最小エントロピー点を、分 配された容量の異なる値において取る。 ＶＰ容量決定アルゴリズムの容量分配手続きが、同じ物理リンクを横切る２つ の仮想経路ＶＰ₁及びＶＰ₂に係わる状況について図１５に示されている。この手 続きは、エントロピー・レート関数の小さい非零初期値Ｉ_k ^tの集合の選択で以て 開始する。ＶＰ₁及びＶＰ₂に既に分配された相当する容量は、それぞれＣ₁ ^t及び C₂ ^tである。次いで、ＶＰ₁及びＶＰ₂に対するエントロピー−容量曲線にそれぞ れ座標（Ｃ₁ ^t、Ｉ_k ^t）及び（Ｃ₂ ^t、Ｉ_k ^t）で接線を引く。これらの接線は、図１ ５で参照文字ｓ₁ ^t及びｓ₂ ^tによって指示され、かつこれらの仮想経路のシフト・ パラメータの現在反復推定値に相当する。 れた容量Ｃ₁ ^t及びＣ₂ ^tの和との間の差に等しい。更に、勾配ｓ₁ ^t及びｓ₂ ^tが知ら れているので、エントロピー・レート関数推定値の増分ΔＩ_k ^tを式（ＥＱＮ．２ ９）を使用して計算することができる。 ΔＣ_iが小さいとき、式（ＥＱＮ．２７）を使用してΔＩ_k ^t及びΔｓ_i ^tからΔ Ｃ_i ^t（=Ｃ_i ^t+1−Ｃ_i ^t）を直接計算することができる。他の状況では、モデル依 存関数式が、エントロピー・レート関数推定値のリンク依存増分ΔＩ_k ^tを計算す るために使用される。 次いで、Ｋ物理リンクにわたる増分ΔＩ_k ^tの最小ΔＩ^t _MINが識別され、かつエ ントロピー・レート関数推定値を増分するために使用される。云うまでもないが 、エントロピー・レート関数は、全ての物理リンクに対して同じ量だけ増分され る。ＶＰ₁及びＶＰ₂に対する相当する増分容量は、ΔＣ^t ₁及びΔＣ₂ ^tである。 次いで、エントロピー・レート関数推定値Ｉ_k ^tがΔＩ^t _MINのこの値だけ増分さ れてI_k ^t+1を生じる。注意を要するのは、われわれは物理リンクの各々毎に異な るＩ_k ^t+1を計算するのではなく、代わりにエントロピー・レート関数の先行推定 値の共通増分としてΔＩ^t _MINを使用することである。エントロピー・レート関数 に対する逆関係が仮想経路ＶＰ₁及びＶＰ₂に分配される容量Ｃ₁ ^t+1及びＣ₂ ^t+1を 決定しかつ同時に新しい勾配ｓ₁ ^t+1及びｓ₂ ^t+1を決定する。次いで、この反復手 続きが繰りされて、エントロピー・レート関数推定値の次の増分ΔＩ_k ^t+1を得る 。 ΔＩ_k ^tは過小に推定されるので、この計算手続きは安定である。これは、図１ ５に示されたように、分配された容量増分ΔＣ₁ ^t及びΔＣ₂ ^tが、ΔＩ_k ^tを計算す る各反復レベル毎に使用される、それぞれ、値ΔＣ₁ ^*及びΔＣ₂ ^*より小さいゆえ である。 エントロピー・レート関数からの他の動作パラメータの導出 或る事態に関連して、網運営者は、分配されたリソースのブロッキングのよう な網パラメータをエントロピー測度と異なるものによって指定したいことがある 。呼レベル・タイムスケール上では、ポアソン申込みトラフィックに対するブロ ッキング性能の指定に最も普通の測度は、アーランブロッキング式に基づく時間 ふくそう測度である。 アーランブロッキング式Ｅ（ρ，Ｃ）は、２つのパラメータ、負荷ρと分配さ れた容量Ｃの関数としてブロッキングを特性表示する。エントロピー測度に基づ く容量決定技術は他の容量決定方法より遥かに高速であることが判っているから 、時間ふくそうの最終値を計算する最も効率的な方法は、分配された容量の最終 値を得るためにエントロピー測度を使用すること、次いでこれらの容量の最適値 及びトラフィック負荷の既知の値を使用することによってアーランブロッキング 式を計算することである。 同じアプローチを多種（すなわち、非均質）ポアソン・トラフィックに対する 時間ふくそうブロッキング測度のような他のブロッキング測度にまた使用するこ とができる。もし容量決定目的のために他のブロッキング測度を使用することが 複雑かつ不効率な容量決定アルゴリズムをもたらすならば、代わりに、ブロッキ ング測度としてエントロピー・レート関数を使用する基本ＶＰ容量決定アルゴリ ズム、又は適応ＶＰ容量決定アルゴリズムのどちらかを使用することができる。 エントロピー・レート関数を使用する比較結果 上に説明した技術を次の例を考えることによってより良く理解することができ る。図１６は、１６０１から１６０６で標識された６つの節点を有する物理網例 を示す。図１６に示したように、節点１６０１はそれぞれリンク１６１１及び１ ６１６を通して節点１６０２及び１６０６に接続されているのに対して、節点１ ６０４はそれぞれリンク１６１３及び１６１４を通して節点１６０３及び１６０ ５に接続されている。節点１６０２及び１６０５は、更に、リンク１６１２、１ ６１５、１６１７、及び１６１８を通して節点１６０３及び１６０６に接続され ている。この物理網のリンクは、双方向トラフィックを搬送する能力があると仮 定される。しかしながら、この物理網上に定義された仮想経路は単方向であると 仮定される。 下に掲げた表３は、この例の６節点物理網上に１０の異なる仮想経路ＶＰ₁か らＶＰ₁₀の経路選択を定義する。それゆえ、例えば、仮想経路ＶＰ₃は、節点１ ６０２から節点１６０３を経由して節点１６０５へ延びる。これらの仮想経路の 接続トポロジィは、図１７に示されている。図１７の節点１７０１から１７０６ は、図１６の節点１６０１から１６０６に相当する。仮想経路ＶＰ₃１７１３は 、節点１７０２から節点１７０３を経由して節点１７０５へ延びる。考えている 例では、図１６の８つの物理リンク１６１１から１６１８の各々の伝送容量が５ ０単位であると仮定する。これらの物理リンクの各々の単位伝送容量は、任意に 、例えば、２０メガビット毎秒に選択することができる。 まず、申込みトラフィックが均質である状況を考えよう。表４の上欄は、１０ の仮想経路ＶＰ₁からＶＰ₁₀に対するトラフィック需要を示す。判るように、こ れは、異なる仮想経路間のトラフィック需要の変動が比較的低くかつ更に両モー ド又は他モードではなく比較的連続であるので、物理リンク間のトラフィック需 要の分布が均質である状況を表す。３つの異なるアルゴリズムによって達成され た容量決定結果は、表５にリストされている。 アルゴリズムＩは、凸プログラミング・ベース・アルゴリズムであって、その 目的はアーランブロッキング式を通して計算された合計搬送トラフィックを最大 限増加することである。このアルゴリズムは、Ａ・ファラゴ、Ｓ・ブラービヤー グ、Ｗ・ホレンダー、Ｔ・ヘンク、及びＳ・マロムソキー、最適仮想経路帯域幅 Ｈｅｎｋ ａｎｄ Ｓ．Ｍａｌｏｍｓｏｋｙ，Ｏｐｔｉｍａｌ Ｖｉｒｔｕａｌ Ｐａｔｈ Ｂａｎｄｗｉｄｔｈ Ｍａｎａｇｅｍｅｎｔ）、国際交換シンポジ ウム９５（ＩＳＳ’９５）に１９９４年５月に提出されたかつ列挙することによ ってその内容が本明細書に組み入れられている会議予稿に記載されている型式の ものである。アルゴリズムIIは、先に説明したアーランブロッキング測度を使用 するプッシュダウン・アルゴリズムである。アルゴリズムIIIは、先にまた説明 したエントロピー・ベースＶＰ容量決定アルゴリズムである。 これら３つのアルゴリズムの結果を比較可能にするために、帯域幅需要パラメ ータｐを全て３つのアルゴリズムに対して単位値を有するように設定した。更に 、トラフィック需要ρもまた種々のリンクの物理容量より低い値を有すると仮定 した。 表４はまた、アルゴリズムIIIに従って分配された容量から計算された際の３ つのアルゴリズムに対するアーランブロッキング式を使用したブロッキング確率 を示す。アルゴリズムIIとIIIの容量決定結果を比較することによって、アルゴ リズムII（アーランブロッキング測度を使用するプッシュダウン・アルゴリズム ）を使用する容量決定結果がアルゴリズムIII（エントロピー・レート関数を使 用する適応容量決定アルゴリズム）を使用して得られたものに接近していること が判る。したがって、容量決定問題がブロッキング測度の選択に敏感でないこと が明らかである。 表５は、種々の仮想経路に対するリンク利用についての相当する結果を示す。 表５から判るように、それぞれ、物理リンク１６１２及び１６１５に相当するＣ_2-3 及びＣ_6-5リンクは、これらの物理リンクの利用率が１００％であるので、臨 界リンクである。 表６は、これら３つのアルゴリズムの比較を特性表示するばかりでなく可能と する２つの包括的性能パラメータ、すなわち、最大ＶＰブロッキング確率及び合 計被搬送トラフィックを表す。 これら同じ３つのアルゴリズムの性能が種々の仮想経路間でトラフィック需要 の大きな発散を有するトラフィック・パターンについてまた調査されている。低 ブロッキングを生じる均質トラフィック需要に対する分配されたＶＰ容量を比較 するために表にまとめたものが表７に見られる。表７の上欄に示したように、仮 想経路ＶＰ₁上の申込みトラフィックは、仮想経路ＶＰ₂からＶＰ₁₀上のそれとか なり異なっている。 これら３つのアルゴリズムに対する１０の仮想経路上のリンク利用の相当する 比較結果を先に考えたものと同じ３つのアルゴリズムについて表８に示す。判る ように、アルゴリズムII及びIIIが網を容量決定するのに使用されるとき、物理 リンク１６１２及び１６１８は臨界リンクである。これら３つのアルゴリズムに 対する包括的性能パラメータの比較を表９に示す。表７、８、及び９に掲げた結 果は、異質トラフィック需要が低ブロッキングを生じる状況を示す。 対照的に、表１０、１１、及び１２は、異質申込みトラフィックが高ブロッキ ングを生じる状況を示す。表１０は、その上欄に示したトラフィック需要に対し て分配された容量についての結果を表す。表１１は、１０の仮想経路に対する相 当するリンク利用結果を示す。表１２は、総括的性能評価パラメータとして合計 被搬送トラフィックを使用する３つのアルゴリズムの比較分析をまとめている。 表６、９、及び１２から判るように、３つのアルゴリズムは、それらの包括的 性能の点で非常に似た結果を生じる。 本発明の方法及び装置の好適実施例が添付図面に示されかつ上に詳細に説明さ れたが、云うまでもなく、本発明は、開示された実施例に限定されるのではなく 、次の請求の範囲に記載されかつ定義された本発明の精神に反することなく多数 の再構成、修正、及び置換が可能である。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (81)指定国 ＥＰ(ＡＴ，ＢＥ，ＣＨ，ＤＥ， ＤＫ，ＥＳ，ＦＩ，ＦＲ，ＧＢ，ＧＲ，ＩＥ，ＩＴ，Ｌ Ｕ，ＭＣ，ＮＬ，ＰＴ，ＳＥ)，ＯＡ(ＢＦ，ＢＪ，ＣＦ ，ＣＧ，ＣＩ，ＣＭ，ＧＡ，ＧＮ，ＭＬ，ＭＲ，ＮＥ， ＳＮ，ＴＤ，ＴＧ)，ＡＰ(ＫＥ，ＬＳ，ＭＷ，ＳＤ，Ｓ Ｚ，ＵＧ)，ＵＡ(ＡＭ，ＡＺ，ＢＹ，ＫＧ，ＫＺ，ＭＤ ，ＲＵ，ＴＪ，ＴＭ)，ＡＬ，ＡＭ，ＡＴ，ＡＵ，ＡＺ ，ＢＢ，ＢＧ，ＢＲ，ＢＹ，ＣＡ，ＣＨ，ＣＮ，ＣＺ， ＤＥ，ＤＫ，ＥＥ，ＥＳ，ＦＩ，ＧＢ，ＧＥ，ＨＵ，Ｉ Ｌ，ＩＳ，ＪＰ，ＫＥ，ＫＧ，ＫＰ，ＫＲ，ＫＺ，ＬＫ ，ＬＲ，ＬＳ，ＬＴ，ＬＵ，ＬＶ，ＭＤ，ＭＧ，ＭＫ， ＭＮ，ＭＷ，ＭＸ，ＮＯ，ＮＺ，ＰＬ，ＰＴ，ＲＯ，Ｒ Ｕ，ＳＤ，ＳＥ，ＳＧ，ＳＩ，ＳＫ，ＴＪ，ＴＭ，ＴＲ ，ＴＴ，ＵＡ，ＵＧ，ＵＺ，ＶＮ

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １． 一般トラフィックを搬送する電気通信網上で定義された仮想経路の適応 容量決定方法がコンピュータで実現され、前記網が複数の相互接続されたリンク を有し前記リンクの伝送容量が制限され、前記容量決定方法であって、 前記電気通信網の各仮想経路上の負荷をモデルするために適当なエントロピー ・レート関数を選択するステップと、 前記一般トラフィックに対する負荷平衡問題を解決するように動作するブロッ キング測度としてエントロピー・レート関数を使用する適応解決アルゴリズムを 選択するステップと、 前記仮想経路上に可能な限り均一である負荷分布を発生するために前記エント ロピー・レート関数を組み込んだ前記負荷平衡アルゴリズムを使用して計算シス テム上で計算を遂行するステップと を包含する容量決定方法。 ２． 請求項１記載の仮想経路の適応容量決定方法において、前記エントロピ ー・レート関数がトラフィック測定によって決定される、仮想経路の適応容量決 定方法。 ３． 請求項１記載の仮想経路の適応容量決定方法において、前記エントロピ ー・レート関数が電気通信網上の申込みトラフィックの特性を理想化することに よって決定される、仮想経路の適応容量決定方法。 ４． 請求項３記載の仮想経路の適応容量決定方法において、前記エントロピ ー・レート関数が申込みトラフィックの均質ポアソン分布に対して理想化される 、仮想経路の適応容量決定方法。 ５． 請求項３記載の仮想経路の適応容量決定方法において、前記エントロピ ー・レート関数が申込みトラフィックの多種ポアソン分布に対して理想化される 、仮想経路の適応容量決定方法。 ６． 請求項３記載の仮想経路の適応容量決定方法において、前記エントロピ ー・レート関数が申込みトラフィックの正規分布に対して理想化される、仮想経 路の適応容量決定方法。 ７． 請求項３記載の仮想経路の適応容量決定方法において、前記エントロピ ー・レート関数が申込みトラフィックの二項分布に対して理想化される、仮想経 路の適応容量決定方法。 ８． 請求項３記載の仮想経路の適応容量決定方法において、申込みトラフィ ックをモデルするために使用されるエントロピーブロッキング測度がエントロピ ー・レート関数Ｉ_X （Ｃ）であり、前記エントロピー・レート関数は任意に分布 された無作為可変量Ｘが予め選択された値Ｃより大きい又は等しい確率の負の対 数の近似として計算され、かつ前記エントロピー・レート関数が更に凸関数であ って該関数がその零である最小値を前記分布の平均において得る、仮想経路の適 応容量決定方法。 ９． 請求項１記載の仮想経路の容量決定方法において、前記一般トラフィッ クに対する負荷平衡問題を解決するように動作するブロッキング測度としてエン トロピー・レート関数を使用する前記適応アルゴリズムが、 容量決定される仮想経路を容量決定集合に集めるステップと、 前記選択されたエントロピー・レート関数を使用して、前記仮想経路によって 横切られたあらゆる網リンクにおいて各仮想経路上のブロッキングを計算するス テップと、 各網リンク上の最大ブロッキングを有する仮想経路を識別するステップと、 識別された仮想経路がもはや最高ブロッキングを有さなくなるまで網リソース 制約を破ることなく識別された仮想経路に追加容量を分配するステップであって 、前記分配が適応リソース分配技術によって遂行される前記分配するステップと を更に含み、前記適応リソース分配技術は、 どれか周知の容量決定技術を使用して比較的低い値へ前記複数の仮想経路の各 各のブロッキングを減少させるステップと、 集束評価判定基準が満足されるまで反復ステップを繰り返すステップと を含み、前記反復ステップは、 ΔＣ_k ^tが第ｋ物理リンクの分配された容量であり、かつs_iが前記第ｋ物理 リンクを横切る第ｉ仮想経路に対するシフト・パラメータである式を使用して前記物理リンクの各々に対するエントロピー・レート関数推定値の増 分を計算するステップと、 全ての物理リンクにわたってエントロピー・レート関数推定値の最低値Δ Ｉ^t _MINを判定するステップと、 ｔが反復ステップ指標である更新式 を使用して前記エントロピー・レート関数に対する改正推定値を計算するステッ プと、 ｔが前記反復ステップ指標である更新式 を使用してシフト・パラメータｓに対する改正推定値を計算するステップとであ る、仮想経路の容量決定方法。 １０． 請求項９記載の仮想経路の容量決定方法において、比較的低い値へ前 記複数の仮想経路の各々のブロッキングを減少させるステップがプッシュダウン ・アルゴリズムを使用して遂行される、仮想経路の容量決定方法。 １１． 請求項９記載の仮想経路の容量決定方法において、更新式 を使用してシフト・パラメータｓに対する改正推定値を計算するステップがΔｓ_i に対する近似 を使用することによって遂行される、仮想経路の容量決定方法。 １２． 複数の節点を相互接続する複数の物理リンクを有する電気通信網上に 定義された仮想経路の適応容量決定方法であって、 １つ以上の仮想経路に前記複数の物理リンクをマップするステップであって、 前記仮想経路の各々が電気通信網内の一対の節点間に個別に交換可能な接続を提 供する前記マップするステップと、 各物理リンクの伝送容量を指定するステップと、 選択された複数の前記仮想経路を容量決定集合に集めるステップと、 ブロッキング測度としてエントロピー・レート関数を使用して前記容量決定集 合内の各仮想経路に伝送容量の初期値を分配するステップであって、前記初期値 の各々は等しくかつ前記ブロッキングが大きいように選択される前記分配するス テップと、 物理リンクを横切る仮想経路間に前記物理リンクの容量が全部分配される前記 物理リンクを臨界リンクとしてサブステップによって帰納的に識別するステップ あって、前記サブステップは、 先行エントロピー・レート関数と先に計算されたシフト・パラメータ値と を使用して各仮想経路に分配される容量を計算するサブステップと、 各物理リンク上の合計分配容量を得るために各物理リンク毎に前記仮想経 路の全てに分配された容量を加算するサブステップと、 計算された量だけエントロピー・レート関数を増分するサブステップと、 前記容量決定集合内の各仮想経路に対するシフト・パラメータを再計算す るサブステップと、 各物理リンクの未分配容量が実質的に零であるかどうか判定するために各 物理リンクの合計分配容量を前記物理リンクの指定容量と比較するサブステップ と、 臨界リンクとして識別された物理リンクを横切る仮想経路の各々に現在分配さ れた容量を出力するステップと、 前記容量決定集合から各臨界物理リンクを横切る全ての仮想経路を除去するス テップと、 前記除去された仮想経路に分配された容量を補償するために前記物理リンクの 指定物理容量を再定義するステップと、 を包含する容量決定方法。 １３． 請求項１２記載の仮想経路の適応容量決定方法において、前記物理リ ンクの各々に対するエントロピー・レート関数の増分が式 を使用して計算され、ここにΔＣ_k ^tが前記第ｋ物理リンクの未分配容量であり、 かつｓ_iが前記第ｋ物理リンクを横切る第ｉ仮想経路に対するシフト・パラメー タである、仮想経路の適応容量決定方法。 １４． 一般トラフィックを搬送する電気通信網上で定義された仮想経路の適 応容量決定のためのコンピュータシステムであって、前記網が複数の相互接続さ れたリンクを有し前記リンクの伝送容量が制限され、前記容量決定方法は、 前記電気通信網の各仮想経路上の負荷をモデルするために適当なエントロピー ・レート関数を選択する手段と、 前記一般トラフィックに対する負荷平衡問題を解決するように動作するブロッ キング測度としてエントロピー・レート関数を使用する適応解決アルゴリズムを 選択する手段と、 前記仮想経路上に可能な限り均一である負荷分布を発生するために前記エント ロピー・レート関数を組み込んだ前記負荷平衡アルゴリズムを使用して計算シス テム上で計算を遂行する手段と を包含する適応容量決定のためのコンピュータシステム。 １５． 請求項１４記載の仮想経路の適応容量決定システムにおいて、前記エ ントロピー・レート関数がトラフィック測定によって決定される、仮想経路の適 応容量決定システム。 １６． 請求項１５記載の仮想経路の適応容量決定システムにおいて、前記エ ントロピー・レート関数が電気通信網上の申込みトラフィックの特性を理想化す ることによって決定される、仮想経路の適応容量決定システム。 １７． 請求項１６記載の仮想経路の適応容量決定システムにおいて、前記エ ントロピー・レート関数が申込みトラフィックの均質ポアソン分布に対して理想 化される、仮想経路の適応容量決定システム。 １８． 請求項１６記載の仮想経路の適応容量決定システムにおいて、前記エ ントロピー・レート関数が申込みトラフィックの多種ポアソン分布に対して理想 化される、仮想経路の適応容量決定システム。 １９． 請求項１６記載の仮想経路の適応容量決定システムにおいて、前記エ ントロピー・レート関数が申込みトラフィックの正規分布に対して理想化される 、仮想経路の適応容量決定システム。 ２０． 請求項１６記載の仮想経路の適応容量決定システムにおいて、前記エ ントロピー・レート関数が申込みトラフィックの二項分布に対して理想化される 、仮想経路の適応容量決定システム。 ２１． 請求項１６記載の仮想経路の適応容量決定システムにおいて、申込み トラフィックをモデルするために使用されるエントロピーブロッキング測度がエ ントロピー・レート関数Ｉ_X（Ｃ）であり、前記エントロピー・レート関数は任 意に分布された無作為可変量Ｘが予め選択された値Ｃより大きい又は等しい確率 の負の対数の近似として計算され、かつ前記エントロピー・レート関数が更に凸 関数であって該関数がその零である最小値を前記分布の平均において得る、仮想 経路の適応容量決定システム。 ２２． 請求項１４記載の仮想経路の容量決定システムにおいて、前記一般ト ラフィックに対する負荷平衡問題を解決するように動作するブロッキング測度と してエントロピー・レート関数を使用する前記適応アルゴリズムが、 容量決定される仮想経路を容量決定集合に集める手段と、 前記選択されたエントロピー・レート関数を使用して、前記仮想経路によって 横切られたあらゆる網リンクにおいて各仮想経路上のブロッキングを計算する手 段と、 各網リンク上の最大ブロッキングを有する仮想経路を識別する手段と、 識別された仮想経路がもはや最高ブロッキングを有さなくなるまで網リソース 制約を破ることなく識別された仮想経路に追加容量を分配する手段であって、前 記分配が適応リソース分配技術によって遂行される前記分配する手段と を更に含み、前記適応リソース分配技術は、 どれか周知の容量決定技術を使用して比較的低い値へ前記複数の仮想経路の各 各のブロッキングを減少させる手段と、 集束評価判定基準が満足されるまで次の手段内で反復ステップを繰り返す手段 と を含み、前記次の手段は、 ΔＣ_k ^tが第ｋ物理リンクの分配された容量であり、かつｓ_iが前記第ｋ物 理リンクを横切る第ｉ仮想経路に対するシフト・パラメータである式 を使用して前記物理リンクの各々に対するエントロピー・レート関数推定値の増 分を計算する手段と、 全ての物理リンクにわたってエントロピー・レート関数推定値の最低値Δ Ｉ^t _MINを判定する手段と、 ｔが反復手段指標である更新式 を使用して前記エントロピー・レート関数に対する改正推定値を計算する手段と 、 ｔが前記反復ステップ指標である更新式 を使用してシフト・パラメータｓに対する改正推定値を計算する手段とを含む仮 想経路の適応容量決定システム。 ２３． 請求項２２記載の仮想経路の容量決定システムにおいて、比較的低い 値へ前記複数の仮想経路の各々のブロッキングを減少させる手段がプッシュダウ ン・アルゴリズムを使用して遂行される、仮想経路の容量決定システム。 ２４． 請求項２２記載の仮想経路の容量決定システムにおいて、更新式を使用してシフト・パラメータｓに対する改正推定値を計算する手段がΔｓ_iに 対する近似 を使用することによって遂行される、仮想経路の容量決定システム。 ２５． 複数の節点を相互接続する複数の物理リンクを有する電気通信網上に 定義された仮想経路の適応容量決定システムであって、 １つ以上の仮想経路に前記複数の物理リンクをマップする手段であって、前記 仮想経路の各々が電気通信網内の一対の節点間に個別に交換可能な接続を提供す る前記マップする手段と、 各物理リンクの伝送容量を指定する手段と、 選択された複数の前記仮想経路を容量決定集合に集める手段と、 ブロッキング測度としてエントロピー・レート関数を使用して前記容量決定集 合内の各仮想経路に伝送容量の初期値を分配する手段であって、前記初期値の各 各は等しくかつ前記ブロッキングが大きいように選択される前記分配する手段と 、 物理リンクを横切る仮想経路間に前記物理リンクの容量が全部分配される前記 物理リンクを臨界リンクとして帰納的に識別する手段であって、該識別する手段 が 先行エントロピー・レート関数と先に計算されたシフト・パラメータ値と を使用して各仮想経路に分配される容量を計算する手段と、 各物理リンク上の合計分配容量を得るために各物理リンク毎に前記仮想経 路の全てに分配された容量を加算する手段と、 計算された量だけエントロピー・レート関数を増分する手段と、 前記容量決定集合内の各仮想経路に対するシフト・パラメータを再計算す る手段と、 各物理リンクの未分配容量が実質的に零であるかどうか判定するために各 物理リンクの合計分配容量を前記物理リンクの指定容量と比較する手段と によって前記物理リンクを臨界リンクとして前記帰納的に識別する手段と、 臨界リンクとして識別された物理リンクを横切る仮想経路の各々に現在分配さ れた容量を出力する手段と、 前記容量決定集合から各臨界物理リンクを横切る全ての仮想経路を除去する手 段と 前記除去された仮想経路に分配された容量を補償するために前記物理リンクの 指定物理容量を再定義する手段と を包含する容量決定システム。 ２６． 請求項２５記載の仮想経路の適応容量決定システムにおいて、前記物 理リンクの各々に対するエントロピー・レート関数の増分が式 を使用して計算され、ここにΔＣ_k ^tが前記第k物理リンクの未分配容量であり、 かつｓ_iが前記第ｋ物理リンクを横切る第ｉ仮想経路に対するシフト・パラメー タである、仮想経路の適応容量決定システム。